Вредоносное ПО (malware) - это назойливые или опасные программы,...
Страничная память - способ организации виртуальной памяти , при котором единицей отображения виртуальных адресов на физические является регион постоянного размера (т. н. страница ). Типичный размер страницы - 4096 байт, для некоторых архитектур - до 128 КБ .
Поддержка такого режима присутствует в большинстве 32-битных и 64-битных процессоров. Такой режим является классическим для почти всех современных ОС, в том числе Windows и семейства UNIX . Широкое использование такого режима началось с процессора VAX и ОС VMS с конца 1970-х годов (по некоторым сведениям, первая реализация). В семействе x86 поддержка появилась с поколения 386, оно же первое 32-битное поколение.
Решаемые задачи [ | ]
Концепции [ | ]
Адрес, используемый в машинном коде, то есть значение указателя, называется «виртуальный адрес».
Адрес, выставляемый процессором на шину, называется «линейный адрес» (который позже преобразуется в физический).
Запись таблицы страниц обычно содержит в себе следующую информацию:
Число записей в одной таблице ограничено и зависит от размера записи и размера страницы. Используется многоуровневая организация таблиц, часто 2 или 3 уровня, иногда 4 уровня (для 64-разрядных архитектур).
В случае 2 уровней используется «каталог» страниц, в котором хранятся записи, указывающие на физические адреса таблиц страниц. В таблицах содержатся записи, указывающие на страницы данных.
При использовании 3-уровневой организации добавляется надкаталог, хранящий записи, указывающие на несколько каталогов.
Старшие биты виртуального адреса указывают на номер записи в каталоге, средние - номер записи в таблице, младшие (адрес внутри страницы) попадают в физический адрес без трансляции.
Формат записей таблиц, их размер, размер страницы и организация таблиц зависит от типа процессора, а иногда и от режима его работы.
Исторически x86 использует 32-битные PTE, 32-битные виртуальные адреса, 4-КБ страницы, 1024 записи в таблице, двухуровневые таблицы. Старшие 10 битов виртуального адреса - номер записи в каталоге, следующие 10 - номер записи в таблице, младшие 12 - адрес внутри страницы.
Начиная с Pentium Pro, процессор поддерживает страницы размером 4 МБ. Однако, чтобы система и программы, запущенные в ней, могли использовать страницы такого размера, технология 4-МБ страниц (hugepages) должна быть соответствующим образом активирована, а приложение настроено на использование страниц такого размера.
В архитектуре x86_64 возможно использовать страницы размером 4 килобайта (4096 байтов), 2 мегабайта, и (в некоторых AMD64) 1 гигабайт.
Если обращение к памяти не может быть оттранслировано через TLB, то микрокод процессора обращается к таблицам страниц и пытается загрузить PTE оттуда в TLB. Если и после такой попытки сохранились проблемы, то процессор исполняет специальное прерывание, называемое «отказ страницы » (page fault). Обработчик этого прерывания находится в подсистеме виртуальной памяти ядра ОС.
Некоторые процессоры (MIPS) не имеют обращающегося к таблице микрокода, и генерируют отказ страницы сразу после неудачи поиска в TLB, обращение к таблице и её интерпретация возлагаются уже на обработчик отказа страницы. Это лишает таблицы страниц требования соответствовать жёстко заданному на уровне аппаратуры формату.
Причины отказа страницы (page fault ):
- не существует таблицы, отображающей данный регион,
- PTE не имеет взведённого флага «страница отображена»,
- попытка обратиться из пользовательского режима к странице «только для ядра»,
- попытка записи в страницу «только для чтения»,
- попытка исполнения кода из страницы «исполнение запрещено».
Обработчик отказов в ядре может загрузить нужную страницу из файла или же из области подкачки (см. свопинг), может создать доступную на запись копию страницы «только для чтения», а может и возбудить исключительную ситуацию (в терминах UNIX - сигнал SIGSEGV) в данном процессе.
Каждый процесс имеет свой собственный набор таблиц страниц. Регистр «каталог страниц» перегружается при каждом переключении контекста процесса. Также необходимо сбросить ту часть TLB, которая относится к данному процессу.
В большинстве случаев ядро ОС помещается в то же адресное пространство, что и процессы, для него резервируются верхние 1-2 гигабайта 32-битного адресного пространства каждого процесса. Это делается с целью избежать переключения таблиц страниц при входе в ядро и выходе из него. Страницы ядра помечаются как недоступные для кода режима пользователя.
Память региона ядра часто совершенно одинакова для всех процессов, однако некоторые подрегионы региона ядра (например, регион Windows, где находится подсистема графики и драйвер видео) могут быть различными для разных групп процессов (сессий).
Так как память ядра одинакова у всех процессов, соответствующие ей TLB не нужно перегружать после переключения процесса. Для этой оптимизации x86 поддерживает флаг «глобальный» у PTE.
Отображаемые в память файлы [ | ]
Обработчик отказа страницы в ядре способен прочитать данную страницу из файла.
Это приводит к возможности лёгкой реализации отображенных в память файлов. Концептуально это то же, что выделение памяти и чтение в неё отрезка файла, с той разницей, что чтение осуществляется неявно «по требованию», выраженному отказом страницы при попытке обращения к ней.
Вторым преимуществом такого подхода является - в случае отображения «только для чтения» - разделение одной и той же физической памяти между всеми процессами, отображающими данный файл (выделенная же память своя у каждого процесса).
Третьим преимуществом является возможность «забывания» (discard) некоторых отображенных страниц без выгрузки их в область подкачки, обязательной для выделенной памяти. В случае повторной потребности в странице она может быть быстро загружена из файла снова.
Четвёртым преимуществом является неиспользование дискового кэша в этом режиме, что означает экономию на копировании данных из кэша в запрошенный регион. Преимущества дискового кэша, оптимизирующего операции небольшого размера, а также повторное чтение одних и тех же данных, полностью исчезают при чтениях целых страниц и тем более их групп, недостаток же в виде обязательного лишнего копирования - сохраняется.
Отображаемые в память файлы используется в ОС Windows, а также ОС семейства UNIX, для загрузки исполняемых модулей и динамических библиотек. Они же используются утилитой GNU grep для чтения входящего файла, а также для загрузки шрифтов в ряде графических подсистем.
Страничная и сегментная виртуальная память [ | ]
Огромным достоинством страничной виртуальной памяти по сравнению с сегментной является отсутствие «ближних» и «дальних» указателей.
Наличие таких концепций в программировании уменьшает применимость арифметики указателей и приводит к огромным проблемам с переносимостью кода с/на такие архитектуры. Так, например, значительная часть ПО с открытым кодом изначально разрабатывалась для бессегментных 32-битных платформ со страничной памятью и не может быть перенесена на сегментные архитектуры без серьёзной переработки.
Кроме того, сегментные архитектуры имеют тяжелейшую проблему SS != DS, широко известную в начале 1990-х годов в программировании под 16-битные версии Windows. Эта проблема приводит к затруднениям в реализации динамических библиотек, ибо они имеют свой собственный DS, и SS текущего процесса, что приводит к невозможности использования «ближних» указателей в них. Также наличие своего собственного DS в библиотеках требует устанавливающих правильное значение DS заплаток (MakeProcInstance) для обратных вызовов из библиотеки в вызвавшее приложение.
Виртуальная память и дисковый кэш [ | ]
Основная статья: (англ. )Поддержка файлов, отображенных в память, требует поддержки ядром ОС структуры «совокупность физических страниц, содержащих в себе отрезки данного файла». Отображение файла в память делается путём заполнения входов таблиц ссылками на страницы данной структуры.
Совершенно очевидно, что данная структура является уже готовым дисковым кэшем. Использование её в качестве кэша также решает проблему когерентности файла, доступного через read/write, и его же, отображённого в память.
Таким образом, пути кэшированного ввода-вывода в дисковый файл (FsRtlCopyRead в Windows и аналогичная ей generic_file_read() в Linux) реализуются как копирования данных в физические страницы, отображенные на файл.
Такая организация кэша является единственной в Windows, эта ОС вообще не имеет классического блочного кэша диска. Метаданные файловых систем кэшируются путём создания лже-файлов (IoCreateStreamFileObject) и создания страничного кэша для них.
Соображения безопасности [ | ]
Первоначально архитектура x86 не имела флага «страница недоступна на исполнение» ().
Поддержка данного флага появилась в архитектуре x86 как часть режима PAE (Physical Address Extension) в поколении Pentium 4, под большим давлением со стороны специалистов по безопасности (см. архивы NTBugTraq). Установка данного флага на страницах стека и кучи (heap) позволяет реализовать аппаратно защиту от исполнения данных, что делает невозможной работу многих разновидностей вредоносного ПО, в том числе, например, злонамеренную эксплуатацию многих брешей в Internet Explorer (брешь декабря 2008 года, см. MS knowledge base, не может быть задействована в случае включенной DEP).
Поддержка PAE в Windows, дающая возможность включения защиты от исполнения данных , появилась в Windows 2000, она включена по умолчанию в серверных версиях Windows и отключена в клиентских.
Поддержка памяти свыше 4 ГБ в Windows [ | ]
Устройства PCI, в том числе память видеоплаты, обычно поддерживают только 32-битные адреса. Следовательно, им должны быть выданы физические адреса ниже отметки 4 ГБ. Эта «апертура» уменьшает объём видимой физической памяти ниже отметки 4 ГБ до примерно 3,2 ГБ. Остальная часть физической памяти переотображается контроллером выше отметки 4 ГБ.
Для любого обращения к памяти свыше отметки 4 ГБ (то есть более чем примерно 3,2 ГБ) требуется поддержка контроллером (то есть северным мостом чипсета) такой конфигурации. Современные чипсеты (например, Intel G33) такую поддержку имеют.
Также требуется настройка BIOS под названием memory remapping , отображающая регион на .
Процессор x86 вне режима PAE использует 32-битные PTE и физические адреса, то есть ему не доступно ничто, находящееся выше отметки 4 ГБ (см. также PSE-36 об одном из вариантов обхода данного ограничения). Таким образом, для использования памяти более, чем примерно 3,2 ГБ в ОС она должна поддерживать PAE. Для Windows - это опция загрузки, для Linux - опция построения ядра.
Кроме того, Microsoft принудительно отключила поддержку физических адресов выше 4 ГБ по политико-маркетинговым соображениям в следующих ОС:
Поддержка физических адресов выше 4 ГБ имеется в следующих версиях:
- всe 64-битные версии,
- 32-битная Windows Vista SP1 (поддержка включена по умолчанию, но её подключение нередко может требовать набора команд в командной строке),
- 32-битный Windows Server 2003, отличный от Web Edition,
- 32-битный Windows Server 2008.
Таким образом, для того, чтобы использовать память выше 3,2 ГБ в Windows, нужны:
- поддержка чипсетом,
- правильные настройки BIOS,
- правильная версия Windows,
- правильная опция загрузки (с поддержкой PAE),
- поддержка 36-битного адресного пространства драйверами устройств.
Тем не менее, даже в «урезанной» версии Windows, не поддерживающей адреса выше 4 ГБ, имеет смысл всегда использовать PAE, ибо (см. выше) защита от исполнения данных (DEP) тоже требует PAE. При включении PAE может перестать работать небольшая часть ПО, например, эмулятор windows mobile. Согласно официальной версии Microsoft, введение 4-ГБ ограничения адресного пространства связано с отсутствующей или плохой поддержкой 36-битного адресного пространства некоторыми драйверами устройств, это следует иметь в виду, по причине аппаратных ограничений или неподходящих драйверов невозможно подключить PAE на версиях, имеющих поддержку физических адресов выше 4 ГБ. Возможность включения или выключения PAE не зависит от драйверов, но, если драйвер какого-то старого PCI оборудования не поддерживает правильно физические адреса, не умещающиеся в 32 бита, то данное устройство будет работать неверно и может привести к зависанию всего компьютера.
микропроцессора :Программист имеет в своем распоряжении адресное пространство , ограниченное лишь разрядностью адресной шины, независимо от реальной емкости оперативной памяти компьютера и объемов памяти, которые используются другими программами, параллельно обрабатываемыми в мультипрограммной ЭВМ.
Виртуальная память , обеспечивая возможность программисту обращаться к очень большому объему непрерывного адресного пространства, предоставляемого в его монопольное распоряжение, обладает обычными свойствами: побайтовая адресация , время доступа , сравнимое со временем доступа к оперативной памяти.
На всех этапах подготовки программ, включая загрузку в память, программа представляется в виртуальных адресах , и лишь при выполнении машинной команды виртуальные адреса преобразуются в физические. Для каждой программы, выполняемой в мультипрограммном режиме, создается своя виртуальная память . Каждая программа использует одни и те же виртуальные адреса от нулевого до максимально большого в данной архитектуре.
Для преобразования виртуальных адресов в физические физическая и виртуальная память разбиваются на блоки фиксированной длины, называемые страницами . Объемы виртуальной и физической страниц совпадают. Страницы виртуальной и физической памяти нумеруются. Отсутствующие в физической памяти страницы обычно хранятся во внешней памяти. Фиксированный размер всех страниц позволяет загрузить любую нужную виртуальную страницу в любую физическую.
Как отмечалось выше, при страничном представлении памяти виртуальный ( логический) адрес представляет собой номер виртуальной страницы и смещение внутри этой страницы. В свою очередь , физический адрес - это номер физической страницы и смещение в ней.
Правила перевода номеров виртуальных страниц в номера физических страниц обычно задаются в виде таблицы страничного преобразования . Такие таблицы формируются системой управления памятью и модифицируются каждый раз при перераспределении памяти. Операционная система постоянно отслеживает состояние виртуальных страниц той или иной программы и определяет, находится ли она в оперативной памяти, и если находится, то в каком конкретно месте. Прикладные программы не касаются процесса и могут использовать все адресное пространство . Процессор автоматически формирует особый случай неприсутствия, когда программа обращается к странице, отсутствующей в физической памяти. При обработке этого особого случая ОС загружает затребованную страницу из внешней памяти, при необходимости отправляя некоторую другую страницу на диск (процесс свопинга).
Перевод виртуальных адресов в физические проиллюстрирован на рис. 3.12 .
Рис. 3.12.
Рассмотрим пример преобразования адреса виртуальной страницы в адрес физической страницы . Пусть компьютер использует адресное пространство , предполагающее разбиение на страницы объемом V стр = 1I , и имеет оперативную память V ОЗУ = 3 страницы. Пусть на компьютере одновременно выполняются четыре программы, имеющие следующее количество страниц: V A = 2 , V B = 1 , V C = 3 , V D = 2 . Переключение между программами происходит через время кванта t k = 1 . Время выполнения каждой страницы любой программы составляет t = 2t k . Полагаем, что страницы программ загружаются в оперативную память по мере необходимости и по возможности в свободные области ОЗУ . Если вся память занята, то новая страница замещает ту, к которой дольше всего не было обращений.
При таких условиях таблица загрузки оперативной памяти и таблицы страничного преобразования для каждой программы будут иметь вид, представленный в табл. 3.2.
В таблице распределения оперативной памяти выделены номера активных в данном такте страниц. В таблицах страничного преобразования прочерками отмечены ситуации, когда данная виртуальная страница отсутствует в оперативной памяти.
| Страница | Такты | |||||||||||||||
| 1 | 2 | 3 | 4 | 5 | 6 | 7 | 8 | 9 | 10 | 11 | 12 | 13 | 14 | 15 | 16 | |
|---|---|---|---|---|---|---|---|---|---|---|---|---|---|---|---|---|
| Динамическое распределение оперативной памяти | ||||||||||||||||
| ОЗУ 0 | АО | АО | АО | DO | DO | DO | CO | CO | CO | C1 | C1 | C1 | C1 | C1 | C1 | C1 |
| 1 | B0 | B0 | B0 | A0 | A0 | A0 | D0 | D0 | D0 | D1 | D1 | D1 | D1 | D1 | D1 | |
| 2 | C0 | C0 | C0 | B0 | B0 | B0 | A1 | A1 | A1 | A1 | A1 | A1 | C2 | C2 | ||
| Таблица страничного преобразования для программы А | ||||||||||||||||
| A 0 | 0 | 0 | - | - | 1 | 1 | 1 | - | - | - | - | - | - | - | - | - |
| 1 | - | - | - | - | - | - | - | - | 2 | 2 | 2 | 2 | 2 | 2 | - | - |
| Таблица страничного преобразования для программы В | ||||||||||||||||
| B 0 | - | 1 | 1 | 1 | - | 2 | 2 | 2 | - | - | - | - | - | - | - | - |
| Таблица страничного преобразования для программы С | ||||||||||||||||
| С 0 | - | - | 2 | 2 | 2 | - | 0 | 0 | 0 | - | - | - | - | - | - | - |
| 1 | - | - | - | - | - | - | - | - | - | 0 | 0 | 0 | 0 | 0 | 0 | 0 |
| 2 | - | - | - | - | - | - | - | - | - | - | - | - | - | - | 2 | 2 |
| Таблица страничного преобразования для программы D | ||||||||||||||||
| D 0 | - | - | - | 0 | 0 | 0 | - | 1 | 1 | 1 | - | - | - | - | - | - |
| 1 | - | - | - | - | - | - | - | - | - | - | 1 | 1 | 1 | 1 | 1 | 1 |
Если каждая страница имеет объем 1000 адресуемых ячеек, то, например, в такте 9 обращение по виртуальному адресу 1100 программы A ( виртуальная страница 1, смещение в странице равно 100) приведет к обращению по физическому адресу 2100 ( физическая страница 2, смещение в физической странице такое же, как и в виртуальной, то есть 100).
Рассмотрим теперь применение этих общих принципов страничного преобразования адреса в микропроцессоре с архитектурой IA-32 при объеме страницы в 4 Кбайт.
Основой страничного преобразования служит 32-разрядный линейный адрес , полученный на этапе сегментного преобразования логического адреса . Страничное преобразование выполняется при значении бита PG = 1 в управляющем регистре CR0 .
В этом случае старшие 20 разрядов линейного адреса фактически представляют собой номер виртуальной страницы . Однако при прямом одноступенчатом преобразовании этого номера в номер физической страницы необходима таблица из 2 20 элементов длиной 4 байта каждый (20-разрядный номер страницы плюс некоторая дополнительная информация ), т. е. 4 Мбайт. В мультипрограммной среде такая таблица может потребоваться для каждой задачи. Эта таблица должна постоянно храниться в оперативной памяти, чтобы существенно не увеличивать время формирования физического адреса . Для этих целей потребуется постоянное резервирование существенной части емкости ОЗУ , что на этапе появления первых ЭВМ на основе МП с архитектурой IA-32 было практически невозможно.
Вместо этого микропроцессор использует двухступенчатое страничное преобразование адреса . Корневая страница, называемая каталогом таблиц страниц (КТС), содержит 1024 32-разрядных элемента каталога таблиц страниц (ЭКТС - PDE page directory entry ). Каждый из них адресует подчиненную таблицу страниц (ТС), то есть всего допускается до 1024 подчиненных таблиц страниц. Каждая из таблиц страниц содержит 1024 32-разрядных элемента таблицы страниц (ЭТС - PTE page table entry ), каждый из которых и адресует физическую страницу. Таким образом, общее количество адресуемых физических страниц равно 2 20 , то есть все виртуальное адресное пространство (4 Кбайт * 2 20 элементов = 2 32 байт ). Каждая таблица занимает 1024 * 4 = 4 Кбайт, то есть ровно 1 страницу. Общий объем таблиц, используемых для страничного преобразования , не уменьшился, а даже несколько возрос за счет использования каталога таблиц страниц . Однако, во-первых, практически всегда в системе этот размер можно существенно уменьшить за счет того, что некоторые линейные адреса никогда не будут сформированы (а эту информацию дают таблицы дескрипторов сегментов), и для них не нужно создавать таблицу страниц. А во-вторых, в оперативной памяти должны постоянно находиться лишь каталог таблиц страниц и таблица страниц выполняемой в настоящее время программы. Остальные таблицы страниц могут временно храниться во внешней памяти.
Рис. 3.13.
Таким образом, преобразование линейного адреса в физический имеет вид, представленный на рис. 3.13 .
Старшие 20 разрядов линейного адреса разбиваются на два 10-разрядных поля: поле номера элемента каталога таблиц страниц и поле номера элемента таблицы страниц . Так как и каталог таблиц страниц , и каждая таблица страниц занимают ровно 1 страницу и выровнены по границе страницы, то младшие 12 разрядов их базового адреса равны нулю, и для определения их физического адреса достаточно 20-разрядного поля.
Для каталога таблиц страниц его 20-разрядный адрес находится в регистре управления CR3. КТС постоянно находится в памяти и не участвует в свопинге .
Старшие 20 разрядов физического адреса таблицы страниц извлекаются из ЭТС. Структуры элемента КТС и элемента ТС схожи (рис. 3.14).
Рис. 3.14.
Старшие 20 разрядов элемента дают базовый адрес таблицы страниц (в ЭКТС) или физической страницы (в ЭТС). Биты P , A , R/W и U/S имеют определенное сходство с аналогичными атрибутами дескриптора сегмента, другие биты имеют специфическое назначение.
Идея виртуальной памяти может быть реализована через механизм страничной организации. И виртуальная, и вся физическая память в логическом смысле делится на блоки одинакового размера, называемые страницами. Адрес, в этом случае интерпретируется так же, как и при блочной организации ОЗУ, старшие разряды задают номер страницы, а младшие – указывают слово (байт) на странице. Поскольку размеры страниц в виртуальной и физической памяти одинаковы, для формирования физического адреса достаточно преобразовать только номер страницы. Страница является базовой единицей информации, перемещаемой между ОЗУ и жестким диском по требованию механизма преобразования адресов. Преобразование адресов осуществляется через специальные таблицы, называемые страничными таблицами . Каждая программа имеет свою страничную таблицу. Процедура преобразования адреса показана на рис.13.
Возникает вопрос, где хранить страничные таблицы? Первое, что приходит на ум–в оперативной памяти. Однако, в этом случае любое обращение к ОЗУ превращается в два: первое обращение к таблице, второе–по физическому адресу за командой или данными. Производительность резко падает. Чтобы снизить потерю производительности часть страничной таблицы хранят в сверхоперативной памяти, называемой ассоциативный буфер быстрого преобразования адреса , буфер TLB (Translation Lookaside Buffer ) или адресный кэш. Обычно, это множественно-ассоциативный кэш, отличающийся от обычного тем, что информация хранится не блоками, а отдельными словами. Содержимое строки страничной таблицы называют дескриптор страницы, т.е. в строке TLB хранится один дескриптор. При поиске дескриптора страницы в ОЗУ номер виртуальной страницы используется как смещение, а при поиске в буфере TLB–в качестве тега.
Сегментно–страничная организация памяти
При страничной организации предполагается, что виртуальная память – это непрерывный массив со сквозной нумерацией слов, что не всегда можно признать оптимальным. Обычно программа состоит из нескольких частей – кода, данных и стека. Так как заранее неизвестны длины этих составляющих, то удобно, чтобы при программировании каждая из них имела собственную нумерацию слов, начинающуюся с нуля. Для этого организуют систему сегментированной памяти, выделяя в виртуальном пространстве независимые линейные пространства переменной длины, называемые сегментами. Каждый сегмент представляет собой отдельную логическую единицу, содержащую однородную информацию и расположенную в адресном пространстве пользователя. Физическая память также разбивается на сегменты, с независимой адресацией слов внутри сегмента. Каждой составляющей программы выделяется сегмент памяти. И виртуальный, и физический адрес интерпретируется как номер сегмента и смещение внутри сегмента. Для преобразования виртуального адреса в физический используется сегментная таблица.
Недостатком такого подхода является то, что неодинаковый размер сегментов приводит к неэффективному использованию ОП. Так, если ОП заполнена, то при замещении одного из сегментов требуется вытеснить такой, размер которого не менее размера нового. При многократном повторе подобных действии в ОП остается множество свободных участков, недостаточных по размеру для загрузки полного сегмента. Решением проблемы служит сегментно-страничная организация памяти. В ней размер сегмента выбирается не произвольно, а задается кратным размеру страницы. Сегмент может содержать любое, но обязательно целое число страниц, даже если одна из страниц заполнена частично. Возникает определенная иерархия в организации доступа к данным, состоящая из трех ступеней: сегмент, страница, слово. Этой структуре соответствует иерархия таблиц, служащих для перевода виртуальных адресов в физические. В сегментной таблице перечисляются все сегменты данной программы с указанием начальных адресов страничных таблиц. Количество страничных таблиц равно числу сегментов и любая из них определяет расположение каждой из страниц сегмента в памяти, которые могут располагаться не подряд – часть страниц может находиться в ОП, а часть – во внешней. Структуру виртуального адреса и процесс преобразования его в физический адрес иллюстрирует рис. 14. Для получения физического адреса необходим доступ к сегментной и одной из страничных таблиц, поэтому преобразование адреса может занимать много времени. Снижают эти затраты времени применением ассоциативных буферов преобразования адресов (TLB). Поскольку количество сегментов одной программы невелико, сегментная таблица активной (выполняемой в данное время) программы целиком располагается в ассоциативном буфере, а сам буфер представляет собой полностью ассоциативную память.
СТРАНИЧНАЯ ОРГАНИЗАЦИЯ
Как разделы с разными фиксированными размерами, так и разделы переменного размера недостаточно эффективно используют память. Результатом работы первых становится внутренняя фрагментация, результатом работы последних - внешняя. Предположим, однако, что основная память разделена на одинаковые блоки относительно небольшого фиксированного размера. Тогда блоки процесса, известные как страницы (pages), могут быть связаны со свободными блоками памяти, известными как кадры (frames), или фреймы. Каждый кадр может содержать одну страницу данных. При такой организации памяти, как вы узнаете из этого раздела, внешняя фрагментация отсутствует вовсе, а потери из-за внутренней фрагментации ограничены частью последней страницы процесса.
На рис. 7.9 показано использование страниц и кадров. В любой момент времени некоторые из кадров памяти используются, а некоторые свободны. Операционная система поддерживает список свободных кадров. Процесс А, хранящийся на диске, состоит из четырех страниц. Когда приходит время загрузить этот процесс в память, операционная система находит четыре свободных кадра и загружает страницы процесса А в эти кадры (рис. 7.9,6). Затем загружаются процесс В, состоящий из трех страниц, и процесс С, состоящий из четырех страниц. После этого процесс В приостанавливается и выгружается из основной памяти. Позже наступает момент, когда все процессы в памяти оказываются заблокированы, и операционная система загружает в память новый процесс D, состоящий из пяти страниц.
Теперь предположим, что, как в только что рассмотренном выше примере, не имеется одной непрерывной области кадров, достаточной для размещения процесса целиком. Помешает ли это операционной системе загрузить процесс D? Нет, поскольку в этой ситуации можно воспользоваться концепцией логических адресов. Однако одного регистра базового адреса в этой ситуации недостаточно, и для каждого процесса операционная система должна поддерживать таблицу страниц. Таблица страниц указывает расположение кадров каждой страницы процесса. Внутри программы логический адрес состоит из номера страницы и смещения внутри нее. Вспомним, что в случае простого распределения логический адрес представляет собой расположение слова относительно начала программы, которое процессор транслирует в физический адрес. При страничной организации преобразование логических адресов в физические также остается задачей аппаратного уровня, решаемой процессором. Теперь процессор должен иметь информацию о том, где находится таблица страниц текущего процесса. Представленный логический адрес (номер страницы и смещение) процессор превращает с использованием таблицы страниц в физический адрес (номер кадра, смещение).
На рис. 7.10 показаны различные таблицы страниц, после того как процесс D оказывается загруженным в страницы 4, 5, 6, 11 и 12. Таблица страниц содержит по одной записи для каждой страницы процесса, так что таблицу легко проиндексировать номером страницы, начиная с 0. Каждая запись содержит номер фрейма в основной памяти (если таковой имеется), в котором хранится соответствующая страница. Кроме того, операционная система поддерживает единый список свободных (т.е. не занятых никаким процессом и доступных для размещения в них страниц) кадров.
Таким образом, описанная здесь простая страничная организация подобна фиксированному распределению. Отличия заключаются в достаточно малом размере разделов, которые к тому же могут не быть смежными.
Для удобства работы с такой схемой добавим правило, в соответствии с которым размер страницы (а, следовательно, и размер кадра) должен представлять собой степень 2. При использовании такого размера страниц легко показать, что относительный адрес, который определяется относительно начала программы, и логический адрес, представляющий собой номер кадра и смещение, идентичны. Соответствующий пример приведен на рис. 7.11. Здесь используется 16-битовый адрес и страницы размером 1 Кбайт = 1024 байт. Относительный адрес 1502 в бинарном виде записывается как 0000010111011110. При размере страницы в 1 Кбайт поле смещения требует 10 бит, оставляя 6 бит для номера страницы. Таким образом, программа может состоять максимум из 2 6 = 64 страниц по 1 Кбайт каждая. Как показано на рис. 7.11, относительный адрес 1502 соответствует смещению 478 (0111011110) на странице 1 (000001), что дает то же бинарное число 0000010111011110.
Использование страниц с размером, равным степени двойки, приводит к таким следствиям. Во-первых, схема логической адресации прозрачна для программиста, ассемблера и компоновщика. Каждый логический адрес (номер страницы и смещение) программы идентичен относительному адресу. Во-вторых, при этом относительно просто реализуется аппаратная функция преобразования адресов во время работы. Рассмотрим адрес из п+т бит, где крайние слева п бит представляют собой номер страницы, а крайние справа m бит - смещение. В нашем примере (рис. 7.11,6) п = 6 и т = 10. Для преобразования адреса необходимо выполнить следующие шаги.
Выделить номер страницы, который представлен п левыми битами логического адреса.
Используя номер страницы в качестве индекса в таблице страниц процесса, найти номер кадра k.
Начальный физический адрес кадра - k´2"", и интересующий нас физический адрес представляет собой это число плюс смещение. Такой адрес не надо вычислять - он получается в результате простого добавления номера кадра к смещению.
В нашем примере имеется логический адрес 0000010111011110, представляющий страницу номер 1 и смещение 478. Предположим, что эта страница размещена в кадре основной памяти номер 6 (бинарное представление - 000110). В таком случае физический адрес представляет собой кадр 6, смещение 478, т.е. 0001100111011110 (рис. 7.12,а).
Итак, в случае простой страничной организации основная память разделяется на множество небольших кадров одинакового размера. Каждый процесс разделяется на страницы того же размера, что и кадры; малые процессы требуют меньшего количества кадров, большие - большего. При загрузке процесса в память все его страницы загружаются в свободные кадры, и информация о размещении страниц заносится в соответствующую таблицу. Такой подход позволяет избежать множества присущих распределению памяти проблем.
СЕГМЕНТАЦИЯ
Альтернативным способом распределения пользовательской программы является сегментация. В этом случае программа и связанные с нею данные разделяются на ряд сегментов. Хотя и существует максимальный размер сегмента, на них не накладывается условие равенства размеров. Как и при страничной организации, логический адрес состоит из двух частей, в данном случае - номера сегмента и смещения.
Использованием сегментов разного размера этот способ похож на динамическое распределение памяти. Если не используются оверлеи и виртуальная память, то для выполнения программы все ее сегменты должны быть загружены в память; однако в отличие от динамического распределения в этом случае сегменты могут занимать несколько разделов, которые, к тому же, могут не быть смежными. Сегментация устраняет внутреннюю фрагментацию, однако, как и динамическое распределение, страдает от фрагментации внешней. Тем не менее ее степень снижается, в силу того что процесс разбивается на ряд небольших частей.
В то время как страничная организация невидима для программиста, сегментация, как правило, видима и обычно используется при размещении кода и данных в разных сегментах. При использовании принципов модульного программирования как код, так и данные могут быть дополнительно разбиты на сегменты. Главным недостатком при работе с сегментами является необходимость заботиться о том, чтобы размер сегмента не превысил максимальный.
Еще одно следствие того, что сегменты имеют разные размеры, состоит в отсутствии простого соотношения между логическими и физическими адресами. Аналогично страничной организации, схема простой сегментации использует таблицу сегментов для каждого процесса и список свободных блоков основной памяти. Каждая запись таблицы сегментов должна содержать стартовый адрес сегмента в основной памяти и его длину, чтобы обезопасить систему от использования некорректных адресов. При работе процесса адрес его таблицы сегментов заносится в специальный регистр, используемый аппаратным обеспечением. Рассмотрим адрес из п+т бит, где крайние слева п бит являются номером сегмента, а правые т бит - смещением. В нашем примере, помещенном на рис. 7.11,в, n = 4 и т - 12. Таким образом, максимальный размер сегмента составляет 2 12 = 4096. Для трансляции адреса необходимо выполнение следующих действий.
Выделить из логического адреса п крайних слева битов, получив таким образом номер сегмента.
Используя номер сегмента в качестве индекса в таблице сегментов процесса, найти физический адрес начала сегмента.
Сравнить смещение, представляющее собой крайние справа т бит, с длиной сегмента. Если смещение больше длины, адрес некорректен.
Требуемый физический адрес представляет собой сумму физического адреса начала сегмента и смещения.
В нашем примере имеется логический адрес 0001001011110000, представляющий собой сегмент номер 1, смещение 752, Предположим, что этот сегмент располагается в основной памяти начиная с физического адреса 0010000000100000. Тогда интересующий нас физический адрес равен 0010000000100000+001011110000 = 0010001100010000 (см. рис. 7.12,6).
Итак, в случае простой сегментации процесс разделяется на ряд сегментов, размер которых может быть разным. При загрузке процесса все его сегменты размещаются в свободных областях памяти, и соответствующая информация вносится в таблицу сегментов.
РЕЗЮМЕ, КЛЮЧЕВЫЕ ТЕРМИНЫ И КОНТРОЛЬНЫЕ ВОПРОСЫ
Одной из наиболее важных и сложных задач операционной системы является управление памятью. Основная память может рассматриваться как ресурс, который распределяется и совместно используется рядом активных процессов. Для эффективного использования процессора и устройств ввода-вывода желательно размещение в основной памяти максимально возможного количества процессов. Кроме того, желательно дать программисту возможность разрабатывать программы без ограничений их размера.
Основными инструментами управления памятью являются страничная организация и сегментация. При страничной организации каждый процесс разделяется на относительно малые страницы фиксированного размера; сегментация позволяет использовать части разного размера. Кроме того, возможно комбинирование сегментации и страничной организации в единой схеме управления памятью.
Внешняя фрагментация Логический адрес Страница
Внутренняя фрагментация Относительный адрес Страничная организация
времени исполнения Переносимая загрузка Уплотнение
Динамическое распределение Распределение Управление памятью
Динамическое связывание Редактор связей Физическая организация
Защита Сегментация Фиксированное
Кадр Система двойников распределение
7.1. Каким требованиям должно удовлетворять управление памятью?
7.2. Почему желательно обеспечить возможность переноса процессов?
7.3. Почему невозможно обеспечить защиту памяти во время компиляции программы?
7.4. По каким причинам может потребоваться обеспечение доступа к одной области памяти нескольким процессам?
7.5. В чем состоит преимущество использования разделов разного размера при использовании схемы фиксированного распределения?
7.6. В чем состоит отличие между внутренней и внешней фрагментацией?
7.7. В чем заключается различие между логическим, относительным и физическим адресами?
7.8. В чем разница между страницей и кадром?
7.9. В чем разница между страницей и сегментом?
Поскольку распределение вытесняется технологиями виртуальной памяти, большинство книг предлагают только поверхностный обзор рассматриваемых в данной главе методов. Одной из наиболее полных и интересных работ является ; обсуждение стратегий распределения памяти имеется и в .
Вопросы компоновки и загрузки рассматриваются во многих книгах, посвященных разработке программ, архитектуре компьютеров и операционным системам. Здесь можно порекомендовать обратиться к книгам [ВЕСК90] и .
ВЕСК90 BeckL. System Software, - Reading, MA: Addison-Wesley, 1990.
CLAR98Clarke D., Merusi D. System Software Programming: The Way Thing Work. - Upper Saddle River, HJ: Prentice Hall, 1998.
KNUT97Кнут Д.Э. Искусство программирования. Том 1. Основные алгоритмы, 3-е изд. - М.: Издательский дом "Вильяме", 2000.
MILE92Milenkovic M. Operating Systems: Concepts and Design. - New York: I- McGraw-Hill, 1992.
ЗАДАЧИ
7.1. В разделе 2.3 были перечислены пять целей управления памятью, а в разделе 7.1 - пять требований. Обоснуйте взаимосвязанность этих списков.
7.2. Рассмотрите схему динамического распределения. Покажите, что в среднем количество свободных блоков памяти ("дыр") в два раза меньше количества выделенных процессам разделов.
7.3. Для реализации различных алгоритмов распределения, обсуждавшихся при рассмотрении динамического распределения (раздел 7.2), необходима поддержка списка свободных блоков памяти. Какова средняя продолжительность поиска для каждого из рассмотренных методов (наилучшего, первого и следующего подходящего)?
7.4. Рассмотрите еще один алгоритм размещения при динамическом распределении - метод наихудшего подходящего, при котором для размещения процесса используется наибольший свободный блок памяти. Каковы его достоинства и недостатки по сравнению с другими рассмотренными методами? Какова средняя длина поиска при этом методе?
7.5. Система двойников используется для распределения блока размером 1 Мбайт.
а. Изобразите в виде, подобном приведенному на рис. 7.6, результат выполнения такой последовательности запросов: запрос А = 70 Кбайт, запрос В = 35 Кбайт, запрос С = 80 Кбайт, освобождение А, запрос D = 60 Кбайт, освобождение В, освобождение D, освобождение С.
б. Приведите представление системы двойников в виде бинарного дерева после освобождения В.
7.6. Рассмотрим систему двойников, в которой некий только что выделенный блок имеет адрес 011011110000.
а. Если размер блока равен 4, то каков бинарный адрес его двойника?
б. Если размер блока равен 16, то каков бинарный адрес его двойника?
7.7. Пусть buddy k (x) - адрес того блока размером 2 k , который является двойником блока по адресу х. Запишите выражение для buddy k (х) .
7.8. Последовательность Фибоначчи определяется следующим образом:
F 0 =0, F l =l,...,F n+2 =F n+1 +F n , n>0
а. Можно ли использовать эту последовательность для разработки системы двойников?
б. Каким достоинством должна обладать такая система двойников по сравнению с описанной в данной главе?
7.9. Во время выполнения программы процессор увеличивает содержимое регистра команд (счетчика кода) на одно слово после выборки каждой команды. Однако если встречаются команды ветвления или вызова подпрограммы, то содержимое данного регистра вызывает продолжение выполнения в некотором другом месте программы. Рассмотрим рис. 7.8. Имеется альтернатива.
В регистре команд использовать относительный адрес и выполнять трансляцию адресов динамически, с содержимым регистра команд в качестве входных данных. Команды ветвления или вызова подпрограммы генерируют относительный адрес, который и заносится в регистр команд.
В регистре команд содержать абсолютный адрес. В этом случае команды ветвления или вызова подпрограммы генерируют относительный адрес, который динамически транслируется, и результат трансляции заносится в регистр команд.
Какой подход следует предпочесть?
7.10. Виртуальный адрес а в страничной системе представляет собой пару (p,w), в которой р - номер страницы, a w - номер байта этой страницы. Пусть z -количество байтов в странице. Найдите формулу, представляющую р и w как функции от z и а.
7.11. Рассмотрим память, в которой смежные сегменты S 1 , S 2 , ..., S n размещаются в порядке их создания от одного конца памяти к другому, как показано ниже:
| S 1 | S 2 | … | S n | Свободно |
При создании сегмента S n +1 он размещается непосредственно после сегмента S n даже если некоторые из сегментов S 1 , S 2 , ..., S n были к этому моменту удалены. Когда граница между сегментами (используемыми или удаленными) и свободной памятью достигает конца памяти, используемые сегменты уплотняются, а. Покажите, что доля времени F, затрачиваемая на уплотнение, удовлетворяет следующему неравенству:
s - средняя длина сегмента в словах,
t - среднее время жизни сегмента (в обращениях к памяти),
f - доля памяти, не используемая в установившихся условиях.
Указание: найдите среднюю скорость, с которой рассматриваемая граница движется по памяти, и предположите, что копирование одного слова требует как минимум двух обращений к памяти.
б. Определите F для f = 0.2, t = 1000 и s = 50.
Страничная организация памяти применяется только в защищенном режиме , если в регистре управления CR0 бит PG = 1.
Основное применение страничного преобразования адреса связано с реализацией виртуальной памяти, которая позволяет программисту использовать большее пространство памяти, чем физическая основная память.
Принцип виртуальной памяти предполагает, что пользователь при подготовке своей программы имеет дело не с физической ОП, действительно работающей в составе компьютера и имеющей некоторую фиксированную емкость, а с виртуальной (кажущейся) одноуровневой памятью, емкость которой равна всему адресному пространству, определяемому размером адресной шины (L ша) компьютера:
Для 32-разрядного микропроцессора:
Программист имеет в своем распоряжении адресное пространство, ограниченное лишь разрядностью адресной шины, независимо от реальной емкости оперативной памяти компьютера и объемов памяти, которые используются другими программами, параллельно обрабатываемыми в мультипрограммной ЭВМ.
Виртуальная память , обеспечивая возможность программисту обращаться к очень большому объему непрерывного адресного пространства, предоставляемого в его монопольное распоряжение, обладает обычными свойствами: побайтовая адресация, время доступа, сравнимое со временем доступа к оперативной памяти.
На всех этапах подготовки программ, включая загрузку в память, программа представляется в виртуальных адресах, и лишь при выполнении машинной команды виртуальные адреса преобразуются в физические. Для каждой программы, выполняемой в мультипрограммном режиме, создается своя виртуальная память. Каждая программа использует одни и те же виртуальные адреса от нулевого до максимально большого в данной архитектуре.
Для преобразования виртуальных адресов в физические физическая и виртуальная память разбиваются на блоки фиксированной длины, называемые страницами . Объемы виртуальной и физической страниц совпадают. Страницы виртуальной и физической памяти нумеруются. Отсутствующие в физической памяти страницы обычно хранятся во внешней памяти. Фиксированный размер всех страниц позволяет загрузить любую нужную виртуальную страницу в любую физическую.
Как отмечалось выше, при страничном представлении памяти виртуальный (логический) адрес представляет собой номер виртуальной страницы и смещение внутри этой страницы. В свою очередь, физический адрес - это номер физической страницы и смещение в ней.
Правила перевода номеров виртуальных страниц в номера физических страниц обычно задаются в виде таблицы страничного преобразования. Такие таблицы формируются системой управления памятью и модифицируются каждый раз при перераспределении памяти. Операционная система постоянно отслеживает состояние виртуальных страниц той или иной программы и определяет, находится ли она в оперативной памяти, и если находится, то в каком конкретно месте. Прикладные программы не касаются процесса страничного преобразования адреса и могут использовать все адресное пространство. Процессор автоматически формирует особый случай неприсутствия, когда программа обращается к странице, отсутствующей в физической памяти. При обработке этого особого случая ОС загружает затребованную страницу из внешней памяти, при необходимости отправляя некоторую другую страницу на диск (процесс свопинга).
Перевод виртуальных адресов в физические проиллюстрирован на рис. 3.12.
Рис. 3.12. Принцип преобразования виртуального страничного адреса в физический
Рассмотрим пример преобразования адреса виртуальной страницы в адрес физической страницы. Пусть компьютер использует адресное пространство, предполагающее разбиение на страницы объемом V стр = 1I, и имеет оперативную память V ОЗУ = 3 страницы. Пусть на компьютере одновременно выполняются четыре программы, имеющие следующее количество страниц: V A = 2, V B = 1, V C = 3, V D = 2. Переключение между программами происходит через время кванта t k = 1. Время выполнения каждой страницы любой программы составляет t = 2t k . Полагаем, что страницы программ загружаются в оперативную память по мере необходимости и по возможности в свободные области ОЗУ. Если вся память занята, то новая страница замещает ту, к которой дольше всего не было обращений.
При таких условиях таблица загрузки оперативной памяти и таблицы страничного преобразования для каждой программы будут иметь вид, представленный в табл. 3.2.
В таблице распределения оперативной памяти выделены номера активных в данном такте страниц. В таблицах страничного преобразования прочерками отмечены ситуации, когда данная виртуальная страница отсутствует в оперативной памяти.
| Таблица 3.2. Пример страничного распределения памяти в мультипрограммной ЭВМ | |||||||||||||||||
| Страница | Такты | ||||||||||||||||
| Динамическое распределение оперативной памяти | |||||||||||||||||
| ОЗУ 0 | АО | АО | АО | DO | DO | DO | CO | CO | CO | C1 | C1 | C1 | C1 | C1 | C1 | C1 | |
| B0 | B0 | B0 | A0 | A0 | A0 | D0 | D0 | D0 | D1 | D1 | D1 | D1 | D1 | D1 | |||
| C0 | C0 | C0 | B0 | B0 | B0 | A1 | A1 | A1 | A1 | A1 | A1 | C2 | C2 | ||||
| Таблица страничного преобразования для программы А | |||||||||||||||||
| A 0 | - | - | - | - | - | - | - | - | - | - | - | ||||||
| - | - | - | - | - | - | - | - | - | - | ||||||||
| Таблица страничного преобразования для программы В | |||||||||||||||||
| B 0 | - | - | - | - | - | - | - | - | - | - | |||||||
| Таблица страничного преобразования для программы С | |||||||||||||||||
| С 0 | - | - | - | - | - | - | - | - | - | - | |||||||
| - | - | - | - | - | - | - | - | - | |||||||||
| - | - | - | - | - | - | - | - | - | - | - | - | - | - | ||||
| Таблица страничного преобразования для программы D | |||||||||||||||||
| D 0 | - | - | - | - | - | - | - | - | - | - | |||||||
| - | - | - | - | - | - | - | - | - | - |
Если каждая страница имеет объем 1000 адресуемых ячеек, то, например, в такте 9 обращение по виртуальному адресу 1100 программы A (виртуальная страница 1, смещение в странице равно 100) приведет к обращению по физическому адресу 2100 (физическая страница 2, смещение в физической странице такое же, как и в виртуальной, то есть 100).
Рассмотрим теперь применение этих общих принципов страничного преобразования адреса в микропроцессоре с архитектурой IA-32 при объеме страницы в 4 Кбайт.
Основой страничного преобразования служит 32-разрядныйлинейный адрес , полученный на этапе сегментного преобразования логического адреса . Страничное преобразование выполняется при значении бита PG = 1 в управляющем регистре CR0.
В этом случае старшие 20 разрядов линейного адреса фактически представляют собой номер виртуальной страницы. Однако при прямом одноступенчатом преобразовании этого номера в номер физической страницы необходима таблица из 2 20 элементов длиной 4 байта каждый (20-разрядный номер страницы плюс некоторая дополнительная информация), т. е. 4 Мбайт. В мультипрограммной среде такая таблица может потребоваться для каждой задачи. Эта таблица должна постоянно храниться в оперативной памяти, чтобы существенно не увеличивать время формирования физического адреса. Для этих целей потребуется постоянное резервирование существенной части емкости ОЗУ, что на этапе появления первых ЭВМ на основе МП с архитектурой IA-32 было практически невозможно.
Вместо этого микропроцессор использует двухступенчатое страничное преобразование адреса. Корневая страница, называемая каталогом таблиц страниц (КТС), содержит 1024 32-разрядных элемента каталога таблиц страниц (ЭКТС - PDE page directory entry). Каждый из них адресует подчиненную таблицу страниц (ТС), то есть всего допускается до 1024 подчиненных таблиц страниц. Каждая из таблиц страниц содержит 1024 32-разрядных элемента таблицы страниц (ЭТС - PTE page table entry), каждый из которых и адресует физическую страницу. Таким образом, общее количество адресуемых физических страниц равно 2 20 , то есть все виртуальное адресное пространство (4 Кбайт * 220 элементов = 2 32 байт). Каждая таблица занимает 1024 4 = 4 Кбайт, то есть ровно 1 страницу. Общий объем таблиц, используемых для страничного преобразования, не уменьшился, а даже несколько возрос за счет использования каталога таблиц страниц. Однако, вопервых, практически всегда в системе этот размер можно существенно уменьшить за счет того, что некоторые линейные адреса никогда не будут сформированы (а эту информацию дают таблицы дескрипторов сегментов), и для них не нужно создавать таблицу страниц. А во-вторых, в оперативной памяти должны постоянно находиться лишь каталог таблиц страниц и таблица страниц выполняемой в настоящее время программы. Остальные таблицы страниц могут временно храниться во внешней памяти.
Рис. 3.13. Страничное преобразование линейного адреса в физический
Таким образом, преобразование линейного адреса в физический имеет вид, представленный на рис. 3.13.
Старшие 20 разрядов линейного адреса разбиваются на два 10-разрядных поля: поле номера элемента каталога таблиц страниц и поле номера элемента таблицы страниц . Так как и каталог таблиц страниц , и каждая таблица страниц занимают ровно 1 страницу и выровнены по границе страницы, то младшие 12 разрядов их базового адреса равны нулю, и для определения их физического адреса достаточно 20-разрядного поля.
Для каталога таблиц страниц его 20-разрядный адрес находится в регистре управления CR3. КТС постоянно находится в памяти и не участвует в свопинге.
Старшие 20 разрядов физического адреса таблицы страниц извлекаются из ЭТС. Структуры элемента КТС и элемента ТС схожи (рис. 3.14).
Рис. 3.14. Структура элементов каталога таблиц страниц и таблицы страниц
Старшие 20 разрядов элемента дают базовый адрес таблицы страниц (в ЭКТС) или физической страницы (в ЭТС). Биты P, A, R/W и U/S имеют определенное сходство с аналогичными атрибутами дескриптора сегмента, другие биты имеют специфическое назначение.
Бит присутствия P показывает, отображается ли адрес страничного кадра (таблицы страниц или страницы памяти) на страницу в физической памяти. При P = 1 страница присутствует в ОЗУ. При P = 0 страницы в памяти нет, и обращение к этой странице вызывает прерывание типа "страничное нарушение".
Бит доступа А устанавливается микропроцессором в состояние А = 1 при обращении к данному страничному кадру для записи или чтения информации.
Бит модификации D (Dirty - "грязный") устанавливается процессором равным 1 в элементе ЭТС при записи на данную страницу. Для элементов каталога таблиц страниц значение бита D является неопределенным. При загрузке страницы в память операционная система сбрасывает бит D. Если при необходимости выгрузки страницы во внешнюю память оказывается, что для нее D = 0, это означает, что к странице в памяти не было обращений на запись, во внешней памяти есть ее точная копия, и реально передавать страницу из памяти на диск не нужно. Тем самым экономится время при свопинге.
Бит чтения-записи R/W и бит U/S (user/supervisor - пользователь/супервизор) определяют права доступа к таблице страниц или к странице для программ с различными уровнями привилегий. Для страниц существует только 2 уровня привилегий: уровень супервизора (U/S = 0), соответствующий значению DPL сегмента 0, 1, 2, и уровень пользователя (U/S = 1), соответствующий DPL = 3. Если к странице осуществляется запрос с уровнем привилегий 3 (программы пользователя), то при значении U/S = 0 ему запрещается доступ к соответствующей таблице или странице. Если U/S = 1, то при значении R/W = 0 разрешается только чтение таблицы или страницы, а при R/W = 1 - и чтение, и запись.
При запросах с большими привилегиями (системные программные уровни 0, 1, 2) допускается з0апись и чтение таблиц и страниц при любых значениях U/S, R/W (табл. 3.3).
Биты PWT и PCD используются для управления работой кэш-памяти при страничной адресации. Бит PCD - запрещение кэширования страницы. При PCD = 1 кэширование запрещено. Бит PWT - бит обратной записи страниц. Определяет метод обновления внешней кэш-памяти (кэш 2-го уровня). При PWT= 1 - обновление проводится методом сквозной записи (как для внутреннего кэша), при PWT = 0 - методом обратной записи.
Биты 9…11 в ЭКТС и ЭТС зарезервированы за операционной системой. Процессор никогда не использует и не изменяет эти биты. Разработчики ОС могут привлечь эти биты для хранения информации о "старении" страниц, чтобы определять страницы, подлежащие замене из внешней памяти, и для других целей.
Старшие 10 разрядов линейного адреса совместно с содержимым регистра управления CR3 определяют необходимый элемент каталога таблиц страниц . Следующие 10 разрядов линейного адреса содержат номер элемента в выбранной таблице страниц.
Так как и ЭКТС, и ЭТС имеют длину 4 байта, для получения смещения начала элемента относительно начала соответствующей таблицы необходимо его номер умножить на 4.
Последние 12 разрядов линейного адреса содержат смещение в странице. Таким образом, сумма смещения в странице и базового адреса страницы, извлеченного из ЭТС, дает физический адрес искомого байта.
