        ѓ‹Ђ‚Ђ 6. ‘’ђ“Љ’“ђЂ ЏђЋ–…‘‘Ћ‚


    ‚ главе 2 были сформулированы характеристики процессов. ‚ настоЯщей гла-
ве на более формальном уровне определЯетсЯ понЯтие "контекст процесса" и по-
казываетсЯ,  каким образом Ядро идентифицирует процесс и определЯет его мес-
тонахождение. ‚ разделе 6.1 описаны модель состоЯний процессов  длЯ  системы
UNIX  и  последовательность  возможных переходов из состоЯниЯ в состоЯние. ‚
Ядре находитсЯ таблица процессов, каждаЯ запись которой описывает  состоЯние
одного из активных процессов в системе. ‚ пространстве процесса хранитсЯ до-
полнительнаЯ информациЯ, используемаЯ в управлении протеканием процесса. ‡а-
пись  в  таблице процессов и пространство процесса составлЯют в совокупности
контекст процесса. Ђспектом контекста  процесса,  наиболее  Явно  отличающим
данный  контекст от контекста другого процесса, без сомнениЯ ЯвлЯетсЯ содер-
жимое адресного пространства процесса. ‚ разделе  6.2  описываютсЯ  принципы
управлениЯ  распределением памЯти длЯ процессов и Ядра, а также взаимодейст-
вие операционной системы с аппаратными средствами при транслЯции виртуальных
адресов в физические. ђаздел 6.3 посвЯщен рассмотрению  составных  элементов
контекста  процесса,  а также описанию алгоритмов управлениЯ контекстом про-
цесса. ђаздел 6.4 демонстрирует,  каким  образом  осуществлЯетсЯ  сохранение
контекста  процесса  Ядром в случае прерываниЯ, вызова системной функции или
переключениЯ контекста, а также каким образом возобновлЯетсЯ выполнение при-
остановленного процесса. ‚ разделе 6.5 приводЯтсЯ различные  алгоритмы,  ис-
пользуемые в тех системных функциЯх, которые работают с адресным пространст-
вом  процесса  и  которые будут рассмотрены в следующей главе. €, наконец, в
разделе 6.6 рассматриваютсЯ алгоритмы приостанова и возобновлениЯ выполнениЯ
процессов.


        6.1 ‘Ћ‘’ЋџЌ€џ ЏђЋ–…‘‘Ђ € Џ…ђ…•Ћ„› Њ…†„“ Ќ€Њ€

    Љак уже отмечалось в главе 2, времЯ жизни  процесса  можно  теоретически
разбить  на несколько состоЯний, описывающих процесс. Џолный набор состоЯний
процесса содержитсЯ в следующем перечне:
 1. Џроцесс выполнЯетсЯ в режиме задачи.
 2. Џроцесс выполнЯетсЯ в режиме Ядра.
 3. Џроцесс не выполнЯетсЯ, но готов к запуску под управлением Ядра.
 4. Џроцесс приостановлен и находитсЯ в оперативной памЯти.
 5. Џроцесс готов к запуску, но программа подкачки (нулевой процесс)  должна
    еще  загрузить процесс в оперативную памЯть, прежде чем он будет запущен
    под управлением Ядра. ќто состоЯние будет предметом обсуждениЯ в главе 9
    при рассмотрении системы подкачки.
 6. Џроцесс приостановлен и программа подкачки выгрузила его во внешнюю  па-
    мЯть, чтобы в оперативной памЯти освободить место длЯ других процессов.
 7.  Џроцесс возвращен из привилегированного режима (режима Ядра) в неприви-
    легированный (режим задачи), Ядро резервирует его и переключает контекст
    на другой процесс. Ћб отличии этого состоЯниЯ от состоЯниЯ 3 (готовность
    к запуску) пойдет речь ниже.
 8. Џроцесс вновь создан и находитсЯ в переходном состоЯнии; процесс сущест-
    вует, но не готов к выполнению, хотЯ и не приостановлен.  ќто  состоЯние
    ЯвлЯетсЯ начальным состоЯнием всех процессов, кроме нулевого.
 9.  Џроцесс вызывает системную функцию exit и прекращает существование. Ћд-
    нако, после него осталась запись, содержащаЯ  код  выхода,  и  некотораЯ
    хронометрическаЯ статистика, собираемаЯ родительским процессом. ќто сос-

                                    137

    тоЯние  ЯвлЯетсЯ последним состоЯнием процесса. ђисунок 6.1 представлЯет
    собой полную диаграмму переходов
процесса из состоЯниЯ в состоЯние. ђассмотрим с помощью модели переходов ти-
пичное поведение процесса. ‘итуации, которые  будут  обсуждатьсЯ,  несколько
искусственны  и процессы не всегда имеют дело с ними, но эти ситуации вполне


                                     ‚ыполнЯетсЯ в
                                     режиме задачи
                                       +-------+
                                       |   1   |
                           ‚ызов функ- |       |
                           ции, преры- ++------+
                                вание   | ^   ^
                Џреры- +-----+  +-------+ |   |
                вание, |     |  | +-------+   +---+ ‚озврат в
                возврат|     |  | | ‚озврат       | режим задачи
                из пре-|     |  | |               |
                  рыва-|     v  v | ‚ыполнЯет-    |
      +-------+    ниЯ |   +------++сЯ в режи-   ++------+
      |       |        +-->|       |ме Ядра      |       |
      |   9   |<-----------+   2   +------------>|   7   |
      |       |   ‚ыход    |       | ђезервирует-|       |
      +-------+            ++------+          сЯ +-------+
  Џрекращение               |     ^                  - ‡арезер-
  существованиЯ             |     |                  - вирован
            +---------------+     +------+    --------
            |    Џриостанов       ‡апуск |    -
            v                            |    -
  Џри-+-------+                        +-+-----+ ѓотов к
  ос- |       |    ‚озобновление       |       | запуску
  та- |   4   +----------------------->|   3   | в памЯти
  нов-|       |                        |       |
  лен +---+---+                        ++------+
  в па-   |                             |  ^  ^
  мЯти    |                             |  |  |  „остаточно
          |                             |  |  |  памЯти
          |                             |  |  +---+
          | ‚ы-                  ‚ы-    |  |      |
          | грузка               грузка |  |      |  ‘оздан
          |                             |  |‡а-  ++------+
          |                             |  |груз-|       | fork
          |                             |  |ка   |   8   |<-----
          |                             |  |     ++------+
          |                             |  |      | Ќедоста-
          |                             |  |  +---+ точно
          |                             |  |  |     памЯти
          |                             |  |  |  (только система
          |                             |  |  |   подкачки)
          v                             v  |  v
      +-------+                        +---+---+
      |       |    ‚озобновление       |       |
      |   6   +----------------------->|   5   |
      +-------+                        +-------+
      Џриостановлен,                   ѓотов к запуску,
      выгружен                         выгружен

    ђисунок 6.1. „иаграмма переходов процесса из состоЯниЯ в сос-
                 тоЯние

                                    138


применимы длЯ иллюстрации различных переходов. Ќачальным  состоЯнием  модели
ЯвлЯетсЯ  создание процесса родительским процессом с помощью системной функ-
ции fork; из этого состоЯниЯ процесс неминуемо переходит в состоЯние  готов-
ности  к  запуску (3 или 5). „лЯ простоты предположим, что процесс перешел в
состоЯние "готовности к запуску в памЯти" (3). Џланировщик процессов  в  ко-
нечном  счете  выберет процесс длЯ выполнениЯ и процесс перейдет в состоЯние
"выполнениЯ в режиме Ядра", где доиграет до конца роль, отведенную ему функ-
цией fork.
    Џосле всего этого процесс может перейти в состоЯние "выполнениЯ в режиме
задачи". Џо прохождении определенного периода времени может произойти преры-
вание работы процессора по таймеру и процесс снова перейдет в состоЯние "вы-
полнениЯ в режиме Ядра". Љак только программа обработки прерываниЯ  закончит
работу, Ядру может понадобитьсЯ подготовить к запуску другой процесс, поэто-
му первый процесс перейдет в состоЯние "резервированиЯ", уступив дорогу вто-
рому  процессу.  ‘остоЯние "резервированиЯ" в действительности не отличаетсЯ
от состоЯниЯ "готовности к запуску в памЯти" (пунктирнаЯ линиЯ  на  рисунке,
соединЯющаЯ  между собой оба состоЯниЯ, подчеркивает их эквивалентность), но
они выделЯютсЯ в отдельные состоЯниЯ, чтобы подчеркнуть, что процесс, выпол-
нЯющийсЯ в режиме Ядра, может быть зарезервирован только в том случае,  если
он собираетсЯ вернутьсЯ в режим задачи. ‘ледовательно, Ядро может при  необ-
ходимости  подкачивать  процесс из состоЯниЯ "резервированиЯ". Џри известных
условиЯх  планировщик  выберет процесс длЯ исполнениЯ и тот снова вернетсЯ в
состоЯние "выполнениЯ в режиме задачи".
    Љогда процесс выполнЯет вызов системной функции, он из состоЯниЯ "выпол-
нениЯ  в  режиме  задачи"  переходит в состоЯние "выполнениЯ в режиме Ядра".
Џредположим, что системной функции требуетсЯ ввод-вывод с  диска  и  поэтому
процесс  вынужден дожидатьсЯ завершениЯ ввода-вывода. Ћн переходит в состоЯ-
ние "приостанова в памЯти", в котором будет находитьсЯ до тех пор,  пока  не
получит  извещениЯ  об  окончании ввода-вывода. Љогда ввод-вывод завершитсЯ,
произойдет аппаратное прерывание работы центрального процессора и  программа
обработки  прерываниЯ  возобновит  выполнение процесса, в результате чего он
перейдет в состоЯние "готовности к запуску в памЯти".
    Џредположим, что система выполнЯет множество процессов, которые одновре-
менно никак не могут поместитьсЯ в оперативной памЯти, и программа  подкачки
(нулевой процесс) выгружает один процесс, чтобы освободить место длЯ другого
процесса,  находЯщегосЯ  в  состоЯнии "готов к запуску, но выгружен". Џервый
процесс, выгруженный из оперативной памЯти, переходит  в  то  же  состоЯние.
Љогда программа подкачки выбирает наиболее подходЯщий процесс длЯ загрузки в
оперативную памЯть, этот процесс переходит в состоЯние "готовности к запуску
в памЯти". Џланировщик выбирает процесс длЯ исполнениЯ и он переходит в сос-
тоЯние  "выполнениЯ  в режиме Ядра". Љогда процесс завершаетсЯ, он исполнЯет
системную функцию exit, последовательно переходЯ в состоЯниЯ  "выполнениЯ  в
режиме Ядра" и, наконец, в состоЯние "прекращениЯ существованиЯ".
    Џроцесс  может  управлЯть  некоторыми  из  переходов  на  уровне задачи.
‚о-первых, один процесс может создать другой процесс. ’ем не менее, в  какое
из  состоЯний процесс перейдет после созданиЯ (т.е. в состоЯние "готов к вы-
полнению, находЯсь в памЯти" или в состоЯние "готов к выполнению, но  выгру-
жен")  зависит уже от Ядра. Џроцессу эти состоЯниЯ не подконтрольны. ‚о-вто-
рых, процесс может обратитьсЯ к различным системным функциЯм, чтобы  перейти
из  состоЯниЯ  "выполнениЯ в режиме задачи" в состоЯние "выполнениЯ в режиме
Ядра", а также перейти в режим Ядра по своей собственной воле. ’ем не менее,
момент возвращениЯ из режима Ядра от процесса уже не зависит;  в  результате
каких-то событий он может никогда не вернутьсЯ из этого режима и из него пе-
рейдет в состоЯние "прекращениЯ существованиЯ" (см. раздел 7.2, где говорит-
сЯ о сигналах). Ќаконец, процесс может завершитьсЯ с помощью функции exit по
своей собственной воле, но как указывалось ранее, внешние событиЯ могут пот-
ребовать  завершениЯ  процесса  без Явного обращениЯ к функции exit. ‚се ос-


                                    139

тальные переходы относЯтсЯ к жестко закрепленной части модели,  закодирован-
ной  в  Ядре, и ЯвлЯютсЯ результатом определенных событий, реагируЯ на них в
соответствии с правилами, сформулированными в этой и последующих главах. Ќе-
которые из правил уже упоминались: например, то, что процесс может выгрузить
другой процесс, выполнЯющийсЯ в Ядре.
    „ве принадлежащие Ядру структуры данных описывают процесс: запись в таб-
лице процессов и пространство процесса. ’аблица процессов содержит полЯ, ко-
торые должны быть всегда доступны Ядру, а пространство процесса - полЯ,  не-
обходимость  в  которых  возникает только у выполнЯющегосЯ процесса. Џоэтому
Ядро выделЯет место длЯ пространства процесса только при создании  процесса:
в  нем  нет  необходимости, если записи в таблице процессов не соответствует
конкретный процесс.
    ‡апись в таблице процессов состоит из следующих полей:
  * Џоле состоЯниЯ, которое идентифицирует состоЯние процесса.
  * ЏолЯ, используемые Ядром при размещении процесса и  его  пространства  в
    основной  или  внешней памЯти. џдро использует информацию этих полей длЯ
    переключениЯ контекста на процесс, когда процесс переходит из  состоЯниЯ
    "готов к выполнению, находЯсь в памЯти" в состоЯние "выполнениЯ в режиме
    Ядра" или из состоЯниЯ "резервированиЯ" в состоЯние "выполнениЯ в режиме
    задачи".  Љроме  того, Ядро использует эту информацию при перекачки про-
    цессов из и в оперативную памЯть (между двумЯ состоЯниЯми "в  памЯти"  и
    двумЯ состоЯниЯми "выгружен"). ‡апись в таблице процессов содержит также
    поле, описывающее размер процесса и позволЯющее Ядру планировать выделе-
    ние пространства длЯ процесса.
  *  Ќесколько  пользовательских идентификаторов (UID), устанавливающих раз-
    личные привилегии процесса. ЏолЯ UID, например,  описывают  совокупность
    процессов, могущих обмениватьсЯ сигналами (см. следующую главу).
  * €дентификаторы процесса (PID), указывающие взаимосвЯзь между процессами.
    ‡начениЯ  полей  PID задаютсЯ при переходе процесса в состоЯние "создан"
    во времЯ выполнениЯ функции fork.
  * „ескриптор событиЯ (устанавливаетсЯ тогда, когда процесс приостановлен).
    ‚ данной главе будет рассмотрено использование дескриптора событиЯ в ал-
    горитмах функций sleep и wakeup.
  * Џараметры планированиЯ, позволЯющие Ядру устанавливать порЯдок  перехода
    процессов  из состоЯниЯ "выполнениЯ в режиме Ядра" в состоЯние "выполне-
    ниЯ в режиме задачи".
  * Џоле сигналов, в котором перечислЯютсЯ сигналы, посланные  процессу,  но
    еще не обработанные (раздел 7.2).
  * ђазличные таймеры, описывающие времЯ выполнениЯ процесса и использование
    ресурсов  Ядра  и позволЯющие осуществлЯть слежение за выполнением и вы-
    числЯть приоритет планированиЯ процесса. Ћдно из полей  ЯвлЯетсЯ  тайме-
    ром,  который устанавливает пользователь и который необходим длЯ посылки
    процессу сигнала тревоги (раздел 8.3).  Џространство  процесса  содержит
    полЯ,  дополнительно  характеризующие  состоЯниЯ  процесса. ‚ предыдущих
    главах были рассмотрены последние семь из приводимых ниже  полей  прост-
    ранства процесса, которые мы длЯ полноты вновь кратко перечислим:
  * “казатель на таблицу процессов, который идентифицирует запись, соответс-
    твующую процессу.
  *  Џользовательские  идентификаторы,  устанавливающие различные привилегии
    процесса, в частности, права доступа к файлу (см. раздел 7.6).
  * ЏолЯ таймеров, хранЯщие времЯ выполнениЯ процесса (и его потомков) в ре-
    жиме задачи и в режиме Ядра.
  * ‚ектор, описывающий реакцию процесса на сигналы.
  * Џоле операторского терминала, идентифицирующее  "регистрационный  терми-
    нал", который свЯзан с процессом.
  * Џоле ошибок, в которое записываютсЯ ошибки, имевшие место при выполнении
    системной функции.
  *  Џоле  возвращенного  значениЯ,  хранЯщее результат выполнениЯ системной
    функции.

                                    140

  * Џараметры ввода-вывода: объем передаваемых данных, адрес источника  (или
    приемника)  данных  в  пространстве  задачи,  смещениЯ в файле (которыми
    пользуютсЯ операции ввода-вывода) и т.д.
  * €мена текущего каталога и текущего корнЯ, описывающие файловую  систему,
    в которой выполнЯетсЯ процесс.
  *  ’аблица  пользовательских  дескрипторов файла, котораЯ описывает файлы,
    открытые процессом.
  * ЏолЯ границ, накладывающие ограничениЯ на размерные характеристики  про-
    цесса и на размер файла, в который процесс может вести запись.
  * Џоле прав доступа, хранЯщее двоичную маску установок прав доступа к фай-
    лам,  которые создаютсЯ процессом. Џространство состоЯний процесса и пе-
    реходов между ними рассматривалось в данном разделе на логическом  уров-
    не.  Љаждое состоЯние имеет также физические характеристики, управлЯемые
    Ядром, в частности, виртуальное адресное пространство процесса.  ‘ледую-
    щий  раздел  посвЯщен  описанию модели распределениЯ памЯти; в остальных
    разделах состоЯниЯ процесса и переходы между ними рассматриваютсЯ на фи-
    зическом уровне, особое внимание при этом уделЯетсЯ состоЯниЯм "выполне-
    ниЯ в режиме задачи", "выполнениЯ в  режиме  Ядра",  "резервированиЯ"  и
    "приостанова  (в  памЯти)".  ‚  следующей  главе затрагиваютсЯ состоЯниЯ
    "созданиЯ" и "прекращениЯ существованиЯ", а в главе 8 -  состоЯние  "го-
    товности к запуску в памЯти". ‚ главе 9 обсуждаютсЯ два состоЯниЯ выгру-
    женного процесса и организациЯ подкачки по обращению.


        6.2 ”ЋђЊЂ’ ЏЂЊџ’€ ‘€‘’…Њ›

    Џредположим,  что  физическаЯ  памЯть машины имеет адреса, начинаЯ с 0 и
кончаЯ адресом, равным объему памЯти в байтах. Љак уже отмечалось в главе 2,
процесс в системе UNIX состоит из трех логических секций: команд,  данных  и
стека.  (Ћбщую  памЯть,  котораЯ рассматриваетсЯ в главе 11, можно считать в
данном контексте частью секции данных). ‚ секции команд хранитсЯ  набор  ма-
шинных  инструкций,  исполнЯемых под управлением процесса; адресами в секции
команд выступают адреса команд (длЯ команд перехода и обращений  к  подпрог-
раммам), адреса данных (длЯ обращениЯ к глобальным переменным) и адреса сте-
ка  (длЯ  обращениЯ  к структурам данных, которые локализованы в подпрограм-
мах). …сли адреса в сгенерированном коде трактовать как адреса в  физической
памЯти,  два  процесса не смогут параллельно выполнЯтьсЯ, если их адреса пе-
рекрываютсЯ. ЉомпилЯтор мог бы генерировать адреса, непересекающиесЯ у  раз-
ных  программ,  но  на универсальных ќ‚Њ такой порЯдок не практикуетсЯ, пос-
кольку объем памЯти машины ограничен, а количество  транслируемых  программы
неограничено. „аже если длЯ того, чтобы избежать излишнего пересечениЯ адре-
сов  в  процессе их генерации, машина будет использовать некоторый набор эв-
ристических процедур, подобнаЯ реализациЯ не будет достаточно  гибкой  и  не
сможет удовлетворЯть предъЯвлЯемым к ней требованиЯм.
    Џоэтому  компилЯтор  генерирует адреса длЯ виртуального адресного прост-
ранства заданного диапазона, а  устройство  управлениЯ  памЯтью,  называемое
диспетчером памЯти, транслирует виртуальные адреса, сгенерированные компилЯ-
тором,  в  адреса  Ячеек, расположенных в физической памЯти. ЉомпилЯтору нет
необходимости знать, в какое место в памЯти Ядро потом загрузит  выполнЯемую
программу. Ќа самом деле, в памЯти одновременно могут существовать несколько
копий программы: все они могут выполнЯтьсЯ, используЯ одни и те же виртуаль-
ные адреса, фактически же ссылаЯсь на разные физические Ячейки. ’е подсисте-
мы Ядра и аппаратные средства, которые сотрудничают в транслЯции виртуальных
адресов в физические, образуют подсистему управлениЯ памЯтью.


        6.2.1 Ћбласти

    џдро  в версии V делит виртуальное адресное пространство процесса на со-

                                    141

вокупность логических областей. Ћбласть - это непрерывнаЯ зона  виртуального
адресного  пространства процесса, рассматриваемаЯ в качестве отдельного объ-
екта длЯ совместного использованиЯ и защиты. ’аким образом, команды,  данные
и стек обычно образуют автономные области, принадлежащие процессу. Ќесколько
процессов  могут использовать одну и ту же область. Ќапример, если несколько
процессов выполнЯют одну и ту же программу, вполне естественно, что они  ис-
пользуют  одну и ту же область команд. ’очно так же, несколько процессов мо-
гут объединитьсЯ и использовать общую область разделЯемой памЯти.
    џдро поддерживает таблицу областей и выделЯет запись в таблице длЯ  каж-
дой  активной  области в системе. ‚ разделе 6.5 описываютсЯ полЯ таблицы об-
ластей и операции над областЯми более подробно, но на данный момент  предпо-
ложим, что таблица областей содержит информацию, позволЯющую определить мес-
тоположение области в физической памЯти. Љаждый процесс имеет частную табли-
цу областей процесса. ‡аписи этой таблицы могут располагатьсЯ, в зависимости
от  конкретной реализации, в таблице процессов, в адресном пространстве про-
цесса или в отдельной области памЯти; длЯ простоты предположим, что они  Яв-
лЯютсЯ  частью таблицы процессов. ЉаждаЯ запись частной таблицы областей со-
держит указатель на соответствующую запись общей таблицы областей  и  первый
виртуальный адрес процесса в данной области. ђазделЯемые области могут иметь
разные виртуальные адреса в каждом процессе. ‡апись частной таблицы областей
также  содержит поле прав доступа, в котором указываетсЯ тип доступа, разре-
шенный процессу: только чтение, только запись или только исполнение. —астнаЯ
таблица областей и структура области аналогичны таблице файлов  и  структуре
индекса в файловой системе: несколько процессов могут совместно использовать
адресное  пространство через область, подобно тому, как они разделЯют доступ
к файлу с помощью индекса; каждый процесс имеет доступ к  области  благодарЯ
использованию  записи в частной таблице областей, точно так же он обращаетсЯ
к индексу, используЯ соответствующие записи в таблице пользовательских деск-
рипторов файла и в таблице файлов, принадлежащей Ядру.
    Ќа ђисунке 6.2 изображены два процесса, A и B, показаны их области, час-
тные таблицы областей и виртуальные адреса, в которых эти области соединЯют-
сЯ. Џроцессы разделЯют область команд 'a' с виртуальными адресами  8Љ  и  4Љ
соответственно.  …сли процесс A читает Ячейку памЯти с адресом 8Љ, а процесс


         —астные таблицы областей                  Ћбласти
                 процесса
           (‚иртуальные адреса)           +--------+
       Љоман-+--------------+             |        |
          ды |      8Љ      +-----+   +-->|    b   |
Џроцесс  „ан-+--------------+     |   |   |        |
   A     ные |     16Љ      +-----|---+   +--------+    +--------+
             +--------------+     |                     |        |
        ‘тек |     32Љ      +-----|-------------------->|    c   |
             +--------------+     |       +--------+    |        |
                                  +------>|        |    +--------+
                                          |    a   |
       Љоман-+--------------+     +------>|        |
          ды |      4Љ      +-----+       +--------+    +--------+
Џроцесс  „ан-+--------------+                           |        |
   B     ные |      8Љ      +-------------------------->|    e   |
             +--------------+             +--------+    |        |
        ‘тек |     32Љ      +-----+       |        |    +--------+
             +--------------+     +------>|    d   |
                                          |        |
                                          +--------+

                  ђисунок 6.2. Џроцессы и области


                                    142

B читает Ячейку с адресом 4Љ, то они читают одну и ту же  Ячейку  в  области
'a'. Ћбласть данных и область стека у каждого процесса свои.
    Ћбласть ЯвлЯетсЯ понЯтием, не зависЯщим от способа реализации управлениЯ
памЯтью  в операционной системе. “правление памЯтью представлЯет собой сово-
купность действий, выполнЯемых Ядром с целью повышениЯ эффективности совмес-
тного использованиЯ оперативной памЯти процессами. Џримерами способов управ-
лениЯ памЯтью могут служить рассматриваемые в главе 9 замещение страниц  па-
мЯти  и  подкачка по обращению. ЏонЯтие области также не зависит и от собст-
венно распределениЯ памЯти: например, от того, делитсЯ ли памЯть на страницы
или на сегменты. ‘ тем, чтобы заложить фундамент длЯ перехода к описанию ал-
горитмов подкачки по обращению (глава 9), все приводимые  здесь  рассуждениЯ
относЯтсЯ,  в  первую очередь, к организации памЯти, базирующейсЯ на страни-
цах, однако это не предполагает, что система управлениЯ памЯтью основываетсЯ
на указанных алгоритмах.


        6.2.2 ‘траницы и таблицы страниц

    ‚ этом разделе описываетсЯ модель организации памЯти, которой  мы  будем
пользоватьсЯ  на  протЯжении всей книги, но котораЯ не ЯвлЯетсЯ особенностью
системы UNIX. ‚ организации памЯти, базирующейсЯ  на  страницах,  физическаЯ
памЯть  разделЯетсЯ  на  блоки  одинакового  размера, называемые страницами.
Ћбычный размер страниц составлЯет от 512 байт до 4 Љбайт и определЯетсЯ кон-
фигурацией технических средств. ЉаждаЯ адресуемаЯ Ячейка памЯти содержитсЯ в
некоторой странице и, следовательно, каждаЯ Ячейка памЯти может адресоватьсЯ
парой (номер страницы, смещение внутри страницы в  байтах).  Ќапример,  если
объем  машинной памЯти составлЯет 2 в 32-й степени байт, а размер страницы 1
Љбайт, общее число страниц - 2 в 22-й степени;  можно  считать,  что  каждый
32-разрЯдный  адрес состоит из 22-разрЯдного номера страницы и 10-разрЯдного
смещениЯ внутри страницы (ђисунок 6.3).
    Љогда Ядро назначает области физические страницы памЯти, необходимости в
назначении смежных страниц и вообще в соблюдении какой-либо очередности  при
назначении  не возникает. –елью страничной организации памЯти ЯвлЯетсЯ повы-

   +------------------------------------------------------------+
   | естнадцатиричный адрес                 58432              |
   |                                                            |
   | „воичный                       0101 1000 0100 0011 0010    |
   |                                                            |
   | Ќомер страницы, смещение                                   |
   |  внутри страницы              01 0110 0001    00 0011 0010 |
   |                                                            |
   | ‚ шестнадцатиричной системе          161          32       |
   +------------------------------------------------------------+

       ђисунок 6.3. ЂдресациЯ физической памЯти по страницам


      +------------------------------------------------------+
      | ‹огический номер страницы  ”изический номер страницы |
      |                                                      |
      |             0                          177           |
      |             1                           54           |
      |             2                          209           |
      |             3                           17           |
      +------------------------------------------------------+

    ђисунок 6.4.  Ћтображение логических номеров страниц на физические


                                    143

шение гибкости назначениЯ физической памЯти, которое строитсЯ по аналогии  с
назначением  дисковых блоков файлам в файловой системе. Љак и при назначении
блоков файлу, так и при назначении области страниц памЯти, преследуетсЯ  за-
дача  повышениЯ гибкости и сокращениЯ неиспользуемого (вследствие фрагмента-
ции) пространства памЯти.
    џдро устанавливает соотношение между виртуальными адресами области и ма-
шинными физическими  адресами  посредством  отображениЯ  логических  номеров
страниц в области на физические номера страниц в машине, как это показано на
ђисунке  6.4. Џоскольку область это непрерывное пространство виртуальных ад-
ресов программы, логический номер страницы служит указателем на элемент мас-
сива физических номеров страниц. ‡апись таблицы областей содержит  указатель
на  таблицу  физических  номеров страниц, именуемую таблицей страниц. ‡аписи
таблицы страниц содержат машинно-зависимую информацию, такую как права  дос-
тупа  на чтение или запись страницы. џдро поддерживает таблицы страниц в па-
мЯти и обращаетсЯ к ним так же, как и ко всем  остальным  структурам  данных
Ядра.
    Ќа  ђисунке 6.5 приведен пример отображениЯ процесса в физические адреса
памЯти. Џусть размер страницы составлЯет 1 Љбайт и пусть процессу нужно  об-
ратитьсЯ  к  объекту  в памЯти, имеющему виртуальный адрес 68432. €з таблицы
областей видно, что виртуальный адрес начала области стека  -  65536  (64Љ),
если  предположить,  что стек растет в направлении увеличениЯ адресов. Џосле
вычитаниЯ этого адреса из адреса 68432 получаем смещение в байтах внутри об-
ласти, равное 2896. ’ак как каждаЯ страница имеет размер 1 Љбайт, адрес ука-
зывает со смещением 848 на 2-ю (начинаЯ с 0) страницу области, расположенной
по физическому адресу 986Љ. ‚ разделе 6.5.5 (где идет речь о загрузке облас-
ти) рассматриваетсЯ случай, когда запись таблицы  страниц  помечаетсЯ  "пус-
той".
    ‚  современных  машинах используютсЯ разнообразные аппаратные регистры и
кеши, которые повышают скорость выполнениЯ вышеописанной процедуры  транслЯ-
ции  адресов и без которых пересылки в памЯти и адресные вычислениЯ чересчур
бы замедлились. ‚озобновлЯЯ выполнение процесса, Ядро  посредством  загрузки
соответствующих  регистров сообщает техническим средствам управлениЯ памЯтью
о том, в

      —астнаЯ таблица областей          ’аблицы страниц
              процесса                (”изические адреса)
          +--------------+
  Љоманды |      8Љ      +--------------+
          +--------------+              +-------->+--------------+
   „анные |     32Љ      +-------+                |    пусто     |
          +--------------+       |                +--------------+
     ‘тек |     64Љ      +---+   |                |    137Љ      |
          +--------------+   |   v                +--------------+
         ‚иртуальные адреса  |   +--------------+ |    852Љ      |
                             |   |     87Љ      | +--------------+
                +------------+   +--------------+ |    764Љ      |
                v                |    552Љ      | +--------------+
                +--------------+ +--------------+ |    433Љ      |
                |    541Љ      | |    727Љ      | +--------------+
                +--------------+ +--------------+ |    333Љ      |
                |    783Љ      | |    941Љ      | +--------------+
                +--------------+ +--------------+ |       -      |
                |    986Љ      | |   1096Љ      | |       -      |
                +--------------+ +--------------+ |       -      |
                |    897Љ      | |   2001Љ      | |       -      |
                +--------------+ +--------------+ +--------------+
                |       -      | |       -      |
                +--------------+ +--------------+
   ђисунок 6.5. Џреобразование виртуальных адресов в физические

                                    144


каких физических адресах выполнЯетсЯ процесс  и  где  располагаютсЯ  таблицы
страниц.  Џоскольку  такие  операции  ЯвлЯютсЯ машинно-зависимыми и в разных
версиЯх реализуютсЯ по-разному, здесь мы их рассматривать  не  будем.  —асть
вопросов,  свЯзанных  с  архитектурой вычислительных систем, затрагиваетсЯ в
упражнениЯх.
    Ћрганизацию управлениЯ памЯтью попробуем поЯснить на  следующем  простом
примере. Џусть памЯть разбита на страницы размером 1 Љбайт каждаЯ, обращение
к которым осуществлЯетсЯ через описанные ранее таблицы страниц. ђегистры уп-
равлениЯ  памЯтью в системе группируютсЯ по три; первый регистр в тройке со-
держит адрес таблицы страниц в физической памЯти,  второй  регистр  содержит
первый  виртуальный  адрес,  отображаемый с помощью тройки регистров, третий
регистр содержит управлЯющую информацию, такую как номера страниц в  таблице
страниц  и права доступа к страницам (только чтение, чтение и запись). ’акаЯ
модель соответствует вышеописанной модели области. Љогда Ядро  готовит  про-
цесс к выполнению, оно загружает тройки регистров соответствующей информаци-
ей из записей частной таблицы областей процесса.
    …сли  процесс  обращаетсЯ  к  Ячейкам памЯти, расположенным за пределами
принадлежащего ему виртуального пространства, создаетсЯ исключительнаЯ ситу-
ациЯ. Ќапример, если область команд имеет размер 16 Љбайт (ђисунок  6.5),  а
процесс обращаетсЯ к виртуальному адресу 26Љ, создаетсЯ исключительнаЯ ситу-
ациЯ,  обрабатываемаЯ  операционной  системой.  ’о же самое происходит, если
процесс пытаетсЯ обратитьсЯ к памЯти, не имеЯ соответствующих прав  доступа,
например, пытаетсЯ записать адрес в защищенную от записи область команд. € в
том, и в другом примере процесс обычно завершаетсЯ (более подробно об этом в
следующей главе).


        6.2.3 ђазмещение Ядра

    ЌесмотрЯ на то, что Ядро работает в контексте процесса, отображение вир-
туальных  адресов, свЯзанных с Ядром, осуществлЯетсЯ независимо от всех про-
цессов. Џрограммы и структуры данных Ядра резидентны в системе  и  совместно
используютсЯ всеми процессами. Џри запуске системы происходит загрузка прог-
рамм Ядра в памЯть с установкой соответствующих таблиц и регистров длЯ отоб-
ражениЯ виртуальных адресов Ядра в физические. ’аблицы страниц длЯ Ядра име-
ют  структуру, аналогичную структуре таблицы страниц, свЯзанной с процессом,
а механизмы отображениЯ виртуальных адресов Ядра похожи  на  механизмы,  ис-
пользуемые  длЯ отображениЯ пользовательских адресов. Ќа многих машинах вир-
туальное адресное пространство процесса разбиваетсЯ на несколько классов,  в
том  числе системный и пользовательский, и каждый класс имеет свои собствен-
ные таблицы страниц. Џри работе в режиме Ядра система разрешает доступ к ад-
ресам Ядра, при работе же в режиме задачи такого рода доступ запрещен.  Џоэ-
тому,  когда в результате прерываниЯ или выполнениЯ системной функции проис-
ходит переход из режима задачи в режим Ядра, операционнаЯ система по догово-
ренности с техническими средствами разрешает ссылки на адреса  Ядра,  а  при
возврате  в  режим Ядра эти ссылки уже запрещены. ‚ других машинах можно ме-
нЯть преобразование виртуальных адресов, загружаЯ  специальные  регистры  во
времЯ работы в режиме Ядра.
    Ќа  ђисунке  6.6  приведен  пример, в котором виртуальные адреса от 0 до
4Њ-1 принадлежат Ядру, а начинаЯ с 4Њ - процессу. €меютсЯ две группы регист-
ров управлениЯ памЯтью, одна длЯ адресов Ядра и одна длЯ  адресов  процесса,
причем каждой группе соответствует таблица страниц, хранЯщаЯ номера физичес-
ких  страниц со ссылкой на адреса виртуальных страниц. Ђдресные ссылки с ис-
пользованием группы регистров Ядра допускаютсЯ системой только в режиме  Яд-
ра; следовательно, длЯ перехода между режимом Ядра и режимом задачи требует-
сЯ только, чтобы система разрешила или запретила адресные ссылки с использо-


                                    145

ванием группы регистров Ядра.
    ‚  некоторых системах Ядро загружаетсЯ в памЯть таким образом, что боль-
шаЯ часть виртуальных адресов Ядра совпадает с физическими адресами и  функ-
циЯ  преобразованиЯ  виртуальных адресов в физические превращаетсЯ в функцию
тождественности. ђабота с пространством процесса,  тем  не  менее,  требует,
чтобы преобразование виртуальных адресов в физические производилось Ядром.

                         Ђдрес таблицы   ‚ирту-   Ќомера стра-
                            страниц      альный   ниц в табли-
                                         адрес         це
                         +-----------+------------+-----------+
          ђегистр Ядра 1 |     --------+    0     |           |
                         +-----------+-|----------+-----------+
          ђегистр Ядра 2 |     ---+  | |   1Њ     |           |
                         +--------|--+-|----------+-----------+
          ђегистр Ядра 3 |     --+|  | |   2Њ     |           |
                         +-------||--+-|----------+-----------+
      ђегистр процесса 1 | +---  ||  | |   4Њ     |           |
                         +-|-----||--+-|----------+-----------+
      ђегистр процесса 2 | |+--  ||  | |          |           |
                         +-||----||--+-|----------+-----------+
      ђегистр процесса 3 | ||+-  ||  | |          |           |
                         +-|||---||--+-|----------+-----------+
  +------------------------+||   ||    |
  |          +--------------+|   |+----|-------+
  |          |          +----+   +-----|-------|----------+
  |          |          |           +--+       |          |
  v          v          v           v          v          v
  +------+   +------+   +------+    +------+   +------+   +------+
  | 856K |   | 747K |   | 556K |    |  0K  |   | 128K |   | 256K |
  +------+   +------+   +------+    +------+   +------+   +------+
  | 917K |   | 950K |   | 997K |    |  4K  |   |  97K |   | 292K |
  +------+   +------+   +------+    +------+   +------+   +------+
  | 564K |   | 333K |   | 458K |    |  3K  |   | 135K |   | 304K |
  +------+   +------+   +------+    +------+   +------+   +------+
  | 444K |   |   -  |   | 632K |    | 17K  |   | 139K |   | 279K |
  +------+   |   -  |   +------+    +------+   +------+   +------+
  |   -  |   |   -  |   |   -  |    |   -  |   |   -  |   |   -  |
  |   -  |   |   -  |   |   -  |    |   -  |   |   -  |   |   -  |
  +------+   +------+   +------+    +------+   +------+   +------+

     ’аблицы страниц процесса            ’аблицы страниц Ядра
            (области)

    ђисунок  6.6.  Џереключение режима работы с непривилегированного (режима
                 задачи) на привилегированный (режим Ядра)


        6.2.4 Џространство процесса

    Љаждый процесс имеет свое собственное пространство, однако Ядро  обраща-
етсЯ  к  пространству выполнЯющегосЯ процесса так, как если бы в системе оно
было единственным. џдро подбирает длЯ  текущего  процесса  карту  транслЯции
виртуальных  адресов,  необходимую  длЯ работы с пространством процесса. Џри
компилЯции загрузчик назначает переменной 'u' (имени пространства  процесса)
фиксированный  виртуальный  адрес. ќтот адрес известен остальным компонентам
Ядра,  в  частности  модулю,  выполнЯющему  переключение  контекста  (раздел
6.4.3).  џдру  также известно, какие таблицы управлениЯ памЯтью используютсЯ

                                    146

при транслЯции виртуальных адресов, принадлежащих пространству  процесса,  и
благодарЯ этому Ядро может быстро перетранслировать виртуальный адрес прост-
ранства процесса в другой физический адрес. Џо одному и тому же виртуальному
адресу Ядро может получить доступ к двум разным физическим адресам, описыва-
ющим пространства двух процессов.
    Џроцесс  имеет  доступ к своему пространству, когда выполнЯетсЯ в режиме
Ядра, но не тогда, когда выполнЯетсЯ в режиме задачи. Џоскольку Ядро в  каж-
дый момент времени работает только с одним пространством процесса, используЯ
длЯ доступа виртуальный адрес, пространство процесса частично описывает кон-
текст  процесса,  выполнЯющегосЯ  в системе. Љогда Ядро выбирает процесс длЯ
исполнениЯ, оно ищет в физической памЯти соответствующее процессу пространс-
тво и делает его доступным по виртуальному адресу.

                          Ђдрес таблицы   ‚ирту-   Ќомера стра-
                             страниц      альный   ниц в табли-
                                          адрес         це
                          +-----------+------------+-----------+
           ђегистр Ядра 1 |           |            |           |
                          +-----------+------------+-----------+
           ђегистр Ядра 2 |           |            |           |
                          +-----------+------------+-----------+
(Џрост-    ђегистр Ядра 3 |     ---+  |     2M     |     4     |
 ранство                  +--------|--+------------+-----------+
 процесса)                         |
                                   +---------------------+
                                                         |
             ’аблицы страниц длЯ пространства процессов  |
                                                         v
    +------+          +------+         +------+          +------+
    | 114K |          | 843K |         |1879K |          | 184K |
    +------+          +------+         +------+          +------+
    | 708K |          | 794K |         | 290K |          | 176K |
    +------+          +------+         +------+          +------+
    | 143K |          | 361K |         | 450K |          | 209K |
    +------+          +------+         +------+          +------+
    | 565K |          | 847K |         | 770K |          | 477K |
    +------+          +------+         +------+          +------+
    Џроцесс A         Џроцесс B        Џроцесс C         Џроцесс D

      ђисунок 6.7. Љарта памЯти пространства процесса в Ядре


    Џредположим, например, что пространство процесса имеет размер 4 Љбайта и
помещаетсЯ по виртуальному адресу 2Њ. Ќа ђисунке 6.7 показана карта  памЯти,
где  первые два регистра из группы относЯтсЯ к программам и данным Ядра (ад-
реса и указатели не показаны), а третий регистр адресует к пространству про-
цесса D. …сли Ядру нужно обратитьсЯ к пространству процесса A, оно  копирует
свЯзанную с этим пространством информацию из соответствующей таблицы страниц
в  третий регистр. ‚ любой момент третий регистр Ядра описывает пространство
текущего процесса, но Ядро может сослатьсЯ на пространство другого процесса,
переписав записи в таблице страниц с новым адресом. €нформациЯ в регистрах 1
и 2 длЯ Ядра неизменна, поскольку все процессы совместно используют програм-
мы и данные Ядра.


        6.3 ЉЋЌ’…Љ‘’ ЏђЋ–…‘‘Ђ

    Љонтекст процесса включает в себЯ содержимое адресного пространства  за-
дачи,  выделенного процессу, а также содержимое относЯщихсЯ к процессу аппа-

                                    147

ратных регистров и структур данных Ядра. ‘ формальной точки зрениЯ, контекст
процесса объединЯет в себе пользовательский контекст, регистровый контекст и
системный контекст (*