Реализация виртуальной памяти в ос может быть осуществлена следующими механизмами

Обновлено: 30.09.2022

Виртуализация оперативной памяти осуществляется совокупностью программных модулей ОС и аппаратных схем процессора и включает решение следующих задач:

размещение данных в запоминающих устройствах разного типа, например часть кодов программы - в оперативной памяти, а часть - на
диске;

выбор образов процессов или их частей для перемещения из оперативной памяти на диск и обратно;

перемещение по мере необходимости данных между памятью и
диском;

преобразование виртуальных адресов в физические.

Очень важно то, что все действия по организации совместного использования диска и оперативной памяти - выделение места для перемещаемых фрагментов, настройка адресов, выбор кандидатов на загрузку и выгрузку - осуществляются операционной системой и аппаратурой процессора автоматически, без участия программиста, и никак не сказываются на логике работы приложений.

Виртуализация памяти может быть осуществлена на основе двух различных подходов:

свопинг (swapping) -образы процессов выгружаются на диск и возвращаются в оперативную память целиком;

виртуальная память (virtual memory) -между оперативной памятью и диском перемещаются части (сегменты, страницы и т. п.) образов про-цессов.

Свопинг представляет собой частный случай виртуальной памяти и, следовательно, более простой в реализации способ совместного использования оперативной памяти и диска. Однако подкачке свойственна избыточность: когда ОС решает активизировать процесс, для его выполнения, как правило, не требуется загружать в оперативную память все его сегменты полностью - достаточно загрузить небольшую часть кодового сегмента с подлежащей выполнению инструкцией и частью сегментов данных, с которыми работает эта инструкция, а также отвести место под сегмент стека. Аналогично при освобождении памяти для загрузки нового процесса очень часто вовсе не требуется выгружать другой процесс на диск целиком, достаточно вытеснить на диск только часть его образа. Перемещение избыточной информации замедляет работу системы, а также приводит к неэффективному использованию памяти. Кроме того, системы, поддерживающие свопинг, имеют еще один очень существенный недостаток: они не способны загрузить для выполнения процесс, виртуальное адресное пространство которого превышает имеющуюся в наличии свободную память. Именно из-за указанных недостатков свопинг как основной механизм управления памятью почти не используется в современных ОС. На смену ему пришел более совершенный механизм виртуальной памяти, который, как уже было сказано, заключается в том, что при нехватке места в оперативной памяти на диск выгружаются только части образов процессов.

Ключевой проблемой виртуальной памяти, возникающей в результате многократного изменения местоположения в оперативной памяти образов процессов или их частей, является преобразование виртуальных адресов в физические. Решение этой проблемы, в свою очередь, зависит от того, какой способ структуризации виртуального адресного пространства принят в данной системе управления памятью. В настоящее время все множество реализаций виртуальной памяти может быть представлено тремя классами.

Страничная виртуальная память организует перемещение данных между памятью и диском страницами - частями виртуального адресного пространства, фиксированного и сравнительно небольшого размера.

Сегментная виртуальная память предусматривает перемещение данных сегментами - частями виртуального адресного пространства произвольного размера, полученными с учетом смыслового значения данных.

Сегментно-страничная виртуальная память использует двухуровневое деление: виртуальное адресное пространство делится на сегменты, а затем сегменты делятся на страницы. Единицей перемещения данных здесь является страница. Этот способ управления памятью объединяет в себе элементы обоих предыдущих подходов.

Для временного хранения сегментов и страниц на диске отводится либо специальная область, либо специальный файл, которые во многих ОС по традиции продолжают называть областью или файлом свопинга, хотя перемещение информации между оперативной памятью и диском осуществляется уже не в форме полного замещения одного процесса другим, а частями. Другое популярное название этой области - страничный файл (page file, или paging file). Текущий размер страничного файла является важным параметром, оказывающим влияние на возможности операционной системы: чем больше страничный файл, тем больше приложений может одновременно выполнять ОС (при фиксированном размере оперативной памяти). Размер страничного файла в современных ОС является настраиваемым параметром, который выбирается администратором системы для достижения компромисса между уровнем мультипрограммирования и быстродействием системы.

Виртуализация оперативной памяти осуществляется совокупностью аппаратных и программных (ОС) средств вычислительной системы автоматически без участия программиста и не сказывается на работе приложения. Методы виртуализации памяти: свопинг (swapping), виртуальная память (virtual memory).

Достоинства свопинга: малые затраты времени на преобразование адресов в кодах программ. Недостатки: избыточность перемещаемых данных, замедление работы системы, неэффективное использование памяти, невозможность загрузить процесс, адресное пространство которого превышает объем свободной оперативной памяти.

Недостатки виртуальной памяти: необходимость преобразования виртуальных адресов в физические, сложность аппаратной и программной (ОС) поддержки.

Методы реализации виртуальной памяти:

-Страничная виртуальная память – организует перемещение данных между ОП и диском страницами – частями виртуального адресного пространства фиксированного и сравнительно небольшого размера.

-Сегментная виртуальная память предусматривает перемещение данных сегментами – частями виртуального адресного пространства произвольного размера, полученными с учетом смыслового значения данных.

-Сегментно-страничная виртуальная память использует двухуровневое деление: виртуальное адресное пространство делится на сегменты, а затем сегменты делятся на страницы. Единицей перемещения данных является страница.

-Для временного хранения сегментов и страниц на диске отводится специальная область – страничный файл или файл подкачки (paging file).

Вопрос Страничная Сегментация
Нужно ли программисту знать о том, что используется эта техника? нет да
Сколько в системе линейных адресных пространств? много
Может ли суммарное адресное пространство превышать размеры физической памяти? Да да
Возможно ли разделение процедур и данных, а также раздельная защита для них? нет да
Легко ли размещаются таблицы с непостоянными размерами? нет да
Облегчен ли совместный доступ пользователей к процедурам? нет да

Страничная создана для получения большого линейного адресного пространства без затрат на физическую память. Сегментация для разбиения программ и данных на независимые адресные пространства, облегчения защиты и совместного доступа.

Задача

Вектор доступных ресурсов

R1 R2 R3 R4 R1 R2 R3 R4 R1 R2 R3 R4
0-0=0 0-0=0 1-1=0 2-2=0
2-2=0 7-0=7 5-0=5 0-0=0
6-0=6 6-0=6 5-3=2 6-4=2
4-2=2 3-3=0 5-5=0 6-4=2
0-0=0 6-5=1 5-3=2 2-2=0
R1 R2 R3 R4 R1 R2 R3 R4 R1 R2 R3 R4

2.Определяем процесс, который при данном количестве свободных ресурсов может завершиться. Это процесс № 1.

Т.к. ему вообще не обходимо ресурсов. Теперь вектор доступных ресурсов имеет вид

R1 R2 R3 R4
R1 R2 R3 R4

Следующим может быть выполнен процесс 4 (требует две единицы ресурса 1 и две единицы ресурса 4 , которые система может предоставить).

Вектор доступных ресурсов

И т.д. затем сможет завершиться 5, 2 и 3 процессы. Векторы доступных ресурсов для них. Существует порядок планирования, при котором может завершиться каждый процесс. Вывод: система находится в безопасном состоянии.

3. Для возникновения ситуации взаимоблокировки должны выполняться 4 условия:

1) условие взаимного исключения (каждый ресурс либо принадлежит дному процессу, либо свободен)

2) условие удержания и ожидания (процессы, удерживающие полученные ранее ресурсы, могут запрашивать новые ресурсы)

3) условие отсутствия принудительной выгрузки ресурса (процесс сам должен освободить ресурс)

4) условие циклического ожидания (должна существовать круговая последовательность из двух и более процессов, каждый из которых ждет доступа к ресурсу, удерживаемому другим процессом)




Мы полагаем, что первые 3 условия в системе выполняются. Остается определить находится ли система в тупиковой ситуации. Отвечая на предыдущий вопрос, мы показали, что существует стратегия распределения ресурсов, при которой каждый процесс может быть завершен за конечное время. Следовательно, при данном распределении и требованиях ресурсов система не находится в состоянии взаимоблокировки.

Необходимым условием для того, чтобы программа могла выполняться, является ее нахождение в оперативной памяти. Объем оперативной памяти, который имеется в компьютере, существенно сказывается на характере протекания вычислительного процесса. Он ограничивает число одновременно выполняющихся программ и размеры их виртуальных адресных пространств. В некоторых случаях, когда все задачи мультипрограммной смеси являются вычислительными (то есть выполняют относительно мало операций ввода-вывода, разгружающих центральный процессор), для хорошей загрузки процессора может оказаться достаточным всего 3-5 задач. Однако если вычислительная система загружена выполнением интерактивных задач, то для эффективного использования процессора может потребоваться уже несколько десятков, а то и сотен задач.

Большое количество задач, необходимое для высокой загрузки процессора, требует большого объема оперативной памяти. В условиях, когда для обеспечения приемлемого уровня мультипрограммирования имеющейся оперативной памяти недостаточно, был предложен метод организации вычислительного процесса, при котором образы некоторых процессов целиком или частично временно выгружаются на диск.

В мультипрограммном режиме помимо активного процесса, то есть процесса, коды которого в настоящий момент интерпретируются процессором, имеются приостановленные процессы, находящиеся в ожидании завершения ввода-вывода или освобождения ресурсов, а также процессы в состоянии готовности, стоящие в очереди к процессору. Образы таких неактивных процессов могут быть временно, до следующего цикла активности, выгружены на диск. Несмотря на то что коды и данные процесса отсутствуют в оперативной памяти, ОС «знает» о его существовании и в полной мере учитывает это при распределении процессорного времени и других системных ресурсов. К моменту, когда подходит очередь выполнения выгруженного процесса, его образ возвращается с диска в оперативную память. Если при этом обнаруживается, что свободного места в оперативной памяти не хватает, то на диск выгружается другой процесс.

Такая подмена (виртуализация) оперативной памяти дисковой памятью позволяет повысить уровень мультипрограммирования - объем оперативной памяти компьютера теперь не столь жестко ограничивает количество одновременно выполняемых процессов, поскольку суммарный объем памяти, занимаемой образами этих процессов, может существенно превосходить имеющийся объем оперативной памяти. В данном случае в распоряжение прикладного программиста предоставляется виртуальная оперативная память, размер которой намного превосходит всю имеющуюся в системе реальную оперативную память. Пользователь пишет программу, а транслятор, используя виртуальные адреса, переводит ее в машинные коды так, как будто в распоряжении программы имеется однородная оперативная память большого объема. В действительности же все коды и данные, используемые программой, хранятся на дисках и только при необходимости загружаются в реальную оперативную память. Понятно, что работа такой «оперативной памяти» происходит значительно медленнее.

Виртуализация оперативной памяти осуществляется совокупностью программных модулей ОС и аппаратных схем процессора и включает решение следующих задач:

· размещение данных в запоминающих устройствах разного типа, например часть кодов программы - в оперативной памяти, а часть - на диске;

· выбор образов процессов или их частей для перемещения из оперативной памяти на диск и обратно;

· перемещение по мере необходимости данных между памятью и диском;

· преобразование виртуальных адресов в физические.

Очень важно то, что все действия по организации совместного использования диска и оперативной памяти - выделение места для перемещаемых фрагментов, настройка адресов, выбор кандидатов на загрузку и выгрузку - осуществляются операционной системой и аппаратурой процессора автоматически, без участия программиста, и никак не сказываются на логике работы приложений.

Виртуализация памяти может быть осуществлена на основе двух различных подходов:

· свопинг (swapping) -образы процессов выгружаются на диск и возвращаются в оперативную память целиком;




· виртуальная память (virtual memory) -между оперативной памятью и диском перемещаются части (сегменты, страницы и т. п.) образов про-цессов.

Свопинг представляет собой частный случай виртуальной памяти и, следовательно, более простой в реализации способ совместного использования оперативной памяти и диска. Однако подкачке свойственна избыточность: когда ОС решает активизировать процесс, для его выполнения, как правило, не требуется загружать в оперативную память все его сегменты полностью - достаточно загрузить небольшую часть кодового сегмента с подлежащей выполнению инструкцией и частью сегментов данных, с которыми работает эта инструкция, а также отвести место под сегмент стека. Аналогично при освобождении памяти для загрузки нового процесса очень часто вовсе не требуется выгружать другой процесс на диск целиком, достаточно вытеснить на диск только часть его образа. Перемещение избыточной информации замедляет работу системы, а также приводит к неэффективному использованию памяти. Кроме того, системы, поддерживающие свопинг, имеют еще один очень существенный недостаток: они не способны загрузить для выполнения процесс, виртуальное адресное пространство которого превышает имеющуюся в наличии свободную память. Именно из-за указанных недостатков свопинг как основной механизм управления памятью почти не используется в современных ОС. На смену ему пришел более совершенный механизм виртуальной памяти, который, как уже было сказано, заключается в том, что при нехватке места в оперативной памяти на диск выгружаются только части образов процессов.

Ключевой проблемой виртуальной памяти, возникающей в результате многократного изменения местоположения в оперативной памяти образов процессов или их частей, является преобразование виртуальных адресов в физические. Решение этой проблемы, в свою очередь, зависит от того, какой способ структуризации виртуального адресного пространства принят в данной системе управления памятью. В настоящее время все множество реализаций виртуальной памяти может быть представлено тремя классами.

· Страничная виртуальная память организует перемещение данных между памятью и диском страницами - частями виртуального адресного пространства, фиксированного и сравнительно небольшого размера.

· Сегментная виртуальная память предусматривает перемещение данных сегментами - частями виртуального адресного пространства произвольного размера, полученными с учетом смыслового значения данных.

· Сегментно-страничная виртуальная память использует двухуровневое деление: виртуальное адресное пространство делится на сегменты, а затем сегменты делятся на страницы. Единицей перемещения данных здесь является страница. Этот способ управления памятью объединяет в себе элементы обоих предыдущих подходов.

Для временного хранения сегментов и страниц на диске отводится либо специальная область, либо специальный файл, которые во многих ОС по традиции продолжают называть областью или файлом свопинга, хотя перемещение информации между оперативной памятью и диском осуществляется уже не в форме полного замещения одного процесса другим, а частями. Другое популярное название этой области - страничный файл (page file, или paging file). Текущий размер страничного файла является важным параметром, оказывающим влияние на возможности операционной системы: чем больше страничный файл, тем больше приложений может одновременно выполнять ОС (при фиксированном размере оперативной памяти). Размер страничного файла в современных ОС является настраиваемым параметром, который выбирается администратором системы для достижения компромисса между уровнем мультипрограммирования и быстродействием системы.


Мы в 1cloud стараемся рассказывать о различных технологиях — например, контейнерах, SSL или флеш-памяти.

Сегодня мы продолжим тему памяти. Разработчик Роберт Элдер (Robert Elder) в своем блоге опубликовал материал с описанием возможностей виртуальной памяти, которые известны не всем инженерам. Мы представляем вашему вниманию основные мысли этой заметки.

Занявшись обновлением собственного компилятора C и написанием спецификации CPU Элдер понял, что с виртуальной памятью связано очень много вопросов, которые до конца не понятны начинающим разработчикам. По этой причине он решил написать свое интерактивное пособие.

Прежде чем переходить к статье Элдера, можете посмотреть видео, на котором Джейсон Питт (Jason Pitt) рассказывает о том, что такое виртуальная память.

Как это работает

Элдер создал на своем сайте таблицу с физическим и виртуальным представлениями 256-байтного адресного пространства. Ниже представлен скриншот этой таблицы. Интерактивная версия доступна в блоге инженера по этой ссылке.


Обозначения, встречающиеся в интерактивной таблице Элдера:

0x0 Это указатель на страничную структуру верхнего уровня. На машинах Intel это значение хранится в регистре CR3. С ARM все немного сложнее.

Первая страничная структура. При двухуровневой организации таблиц часто называется «директорией» страниц. В нашем случае каждая запись в директории занимает 8 бит (1 байт) и содержит информацию о месторасположении таблицы страниц.

Вторая страничная структура – это так называемая таблица страниц (page table). Каждая запись содержит информацию о расположении физической страницы.
Физическая страница, с которой в настоящий момент ведется работа.

Активная запись директории страниц или таблицы страниц.

Выбранное расположение в памяти.

Память, доступная для чтения (Readable Memory). В данном примере разрешения не анализируются, однако в реальной системе будет осуществляться проверка бита на соответствие требуемому методу доступа.

Память, доступная для записи (Writeable Memory).

Память, для которой разрешено выполнение (Executable Memory).

Недоступная виртуальная память (Inaccessible Virtual Memory).

Неинициализированная физическая память (Unitialised Physical Memory). К ней нельзя обратиться через адресное пространство виртуальной памяти – это вызовет страничное нарушение.

Недоступная физическая память (Inaccessible Physical Memory). Участки памяти, к которым нельзя получить доступ.

Отображение адресов «один в один» (Identity Mapping)

Это один из самых простых способов отображения виртуальной памяти: каждый физический адрес отображается на такой же виртуальный адрес. Этот вариант не слишком подходит для работы многофункциональной ОС, но может быть весьма полезен для быстрой разработки некоторых систем (вот пример микроядра, над которым ведет работу Элдер).

Рекурсивное отображение (Recursive Mapping)

Чтобы управлять памятью, нужно знать, где в физической памяти располагаются страничные структуры. Когда блок управления памятью (MMU) начинает работу, вы можете взаимодействовать напрямую только с адресами виртуальной памяти. По этой причине отслеживать физические адреса бывает очень трудно.

Одним из решений этой проблемы могут служить рекурсивные таблицы страниц. Если добавить к страничной структуре верхнего уровня рекурсивную запись, то вы сможете с легкостью сказать, какой виртуальный адрес позволит получить доступ к любому физическому адресу в пределах этой структуры. Вам нужно лишь решить, какой виртуальный адрес сгенерировать, чтобы «попасть» на рекурсивную запись.

Как только вы сгенерируете виртуальные адреса, соответствующие записям в директории страниц (соединенные через рекурсивную запись), записи директории страниц можно будет считать записями таблицы страниц. Если структура записей таблицы страниц соответствует структуре записей директории страниц, то их можно считать равнозначными при трансляции адресов.

В итоге это дает возможность ссылаться на любую страничную структуру через виртуальную память. Недостатком рекурсивного отображения можно считать необходимость выделения дополнительного адресного пространства.

Отображение на одну страницу (Everything Mapped to the Same Page)

Важная особенность виртуальной памяти состоит в том, что она позволяет отображать физические страницы на множество виртуальных адресов в памяти. Это дает возможность отображать страницы, принадлежащие участку разделяемой памяти с атрибутом «только для чтения», на несколько процессов.

Страничные нарушения (Page Faults Everywhere)

Страничные нарушения возникают тогда, когда мы обращаемся к области, для которой не установлен инициализирующий бит. Еще страничное нарушение проявляется в тот момент, когда мы пытаемся провести некое действие, идущее вразрез с правами доступа (хотя в представленном примере разрешения не проверяются, в реальной системе подобное возможно).

Переключение контекста между двумя процессами (Context Switching Between 2 Processes)

Изменяя указатель на страничную структуру верхнего уровня, мы переходим в другую страничную директорию. При этом доступные адреса остаются теми же, но их содержимое меняется. Это объясняет, почему в ОС с виртуальной памятью множество процессов могут использовать один и тот же виртуальный указатель.

Решение проблемы внешней фрагментации (Solving External Fragmentation)

Внешняя фрагментация – это весьма неприятная вещь. Рассмотрим такую ситуацию: у вашего компьютера 4 ГБ памяти, но нет жесткого диска. После нескольких операций распределения памяти система оказалась в ситуации, когда все пространство памяти свободно, кроме одного байта в самой середине. В этом случае, если вам потребуется разместить большой трехгигабайтный блок, вы не сможете этого сделать (несмотря на то, что свободной памяти достаточно).

Из этой ситуации есть два выхода:

  1. Переместить однобайтовую запись в конец пространства памяти.
  2. Передать два разделённых блока памяти процессу, чтобы тот самостоятельно решил, что делать.

Второй вариант так же не сработает, потому что процесс ждет, что выделенный ему участок памяти будет непрерывным. Если он перестанет быть таковым, то придется создавать совершенно новый набор инструкций и сохранять информацию о том, как получить корректный адрес второй половины.

Виртуальная память помогает достаточно эффективно разрешить эту проблему. Можно с легкостью переназначить пространство виртуальных адресов, чтобы несвязанные между собой части физической памяти выглядели единым целым. В этом случае не происходит никакого перемещения данных – мы просто обновляем записи таблицы страниц.

Копирование при записи (Copy-On-Write)

Виртуальная память крайне полезна для повышения производительности при выполнении команды fork. Если делать полные копии каждой страницы памяти, которую использует процесс, то это приведет к пустой трате циклов CPU и RAM. Идея копирования при записи состоит в том, что мы просто отображаем образ памяти родительского процесса в адресное пространство дочернего процесса.

После этого ОС запрещает обоим процессам писать в эту память. Действительная копия будет создана только в исключительных ситуациях. На практике выходит так, что после создания процесса-копии большинство страниц никогда не модифицируется, а это только повышает эффективность метода, делая его менее ресурсоемким.

Эксперимент со страницами

Элдер провел эксперимент на своем компьютере с операционной системой Ubuntu 14.04. Он объявил несколько переменных подряд, чтобы посмотреть, будут ли их указатели также располагаться рядом друг с другом.


Вот, что он получил на выходе:


Видно, что указатели следуют не в заданном порядке. Элдер пошел дальше и провел еще один эксперимент, в котором показал, что константы, символы и функции хранятся в той последовательности, в которой их объявил программист. Код и объяснение вы можете найти здесь.

Вызов функции с помощью констант

В следующей программе задаются несколько произвольных констант (которые позже будут заменены) и функция, которая принимает на входе целое число и увеличивает его на 8. В данном примере функция main следует сразу за функцией func1. После запуска программа выводит информацию, необходимую для выполнения функции func1.


На выходе имеем:


Можно просто скопировать эти значения в целочисленные константы, которые будут расположены в памяти одна за другой (пример может не сработать, если ваша система отличается от системы Элдера). Теперь, поскольку они находятся на одной странице, можно обратиться к ним как к исполняемым данным и использовать вместо указателя на функцию указатель на «a».


На выходе по-прежнему имеем число 37.

Заключение


Как вы могли убедиться, возможности виртуальной памяти достаточно богаты. Вот лишь некоторые из возможностей: изоляция процессов, решение проблем внешней сегментации, реализация механизма копирования при записи для оптимизации многих процессов.


Привет, Хабрахабр!

В предыдущей статье я рассказал про vfork() и пообещал рассказать о реализации вызова fork() как с поддержкой MMU, так и без неё (последняя, само собой, со значительными ограничениями). Но прежде, чем перейти к подробностям, будет логичнее начать с устройства виртуальной памяти.

Конечно, многие слышали про MMU, страничные таблицы и TLB. К сожалению, материалы на эту тему обычно рассматривают аппаратную сторону этого механизма, упоминая механизмы ОС только в общих чертах. Я же хочу разобрать конкретную программную реализацию в проекте Embox. Это лишь один из возможных подходов, и он достаточно лёгок для понимания. Кроме того, это не музейный экспонат, и при желании можно залезть “под капот” ОС и попробовать что-нибудь поменять.

Любая программная система имеет логическую модель памяти. Самая простая из них — совпадающая с физической, когда все программы имеют прямой доступ ко всему адресному пространству.
При таком подходе программы имеют доступ ко всему адресному пространству, не только могут “мешать” друг другу, но и способны привести к сбою работы всей системы — для этого достаточно, например, затереть кусок памяти, в котором располагается код ОС. Кроме того, иногда физической памяти может просто не хватить для того, чтобы все нужные процессы могли работать одновременно. Виртуальная память — один из механизмов, позволяющих решить эти проблемы. В данной статье рассматривается работа с этим механизмом со стороны операционной системы на примере ОС Embox. Все функции и типы данных, упомянутые в статье, вы можете найти в исходном коде нашего проекта.

Будет приведён ряд листингов, и некоторые из них слишком громоздки для размещения в статье в оригинальном виде, поэтому по возможности они будут сокращены и адаптированы. Также в тексте будут возникать отсылки к функциям и структурам, не имеющим прямого отношения к тематике статьи. Для них будет дано краткое описание, а более полную информацию о реализации можно найти на вики проекта.

  • Расширение реального адресного пространства. Часть виртуальной памяти может быть вытеснена на жёсткий диск, и это позволяет программам использовать больше оперативной памяти, чем есть на самом деле.
  • Создание изолированных адресных пространств для различных процессов, что повышает безопасность системы, а также решает проблему привязанности программы к определённым адресам памяти.
  • Задание различных свойств для разных участков участков памяти. Например, может существовать неизменяемый участок памяти, видный нескольким процессам.

Виртуальный адрес

Page Global Directory (далее — PGD) — таблица (здесь и далее — то же самое, что директория) самого высокого уровня, каждая запись в ней — ссылка на Page Middle Directory (PMD), записи которой, в свою очередь, ссылаются на таблицу Page Table Entry (PTE). Записи в PTE ссылаются на реальные физические адреса, а также хранят флаги состояния страницы.


То есть, при трёхуровневой иерархии памяти виртуальный адрес будет выглядеть так:

Значения полей PGD, PMD и PTE — это индексы в соответствующих таблицах (то есть сдвиги от начала этих таблиц), а offset — это смещение адреса от начала страницы.

В зависимости от архитектуры и режима страничной адресации, количество битов, выделяемых для каждого из полей, может отличаться. Кроме того, сама страничная иерархия может иметь число уровней, отличное от трёх: например, на x86 нет PMD.

Для обеспечения переносимости мы задали границы этих полей с помощью констант: MMU_PGD_SHIFT, MMU_PMD_SHIFT, MMU_PTE_SHIFT, которые в приведённой выше схеме равны 24, 18 и 12 соответственно их определение дано в заголовочном файле src/include/hal/mmu.h. В дальнейшем будет рассматриваться именно этот пример.

На основании сдвигов PGD, PMD и PTE вычисляются соответствующие маски адресов.


Эти макросы даны в том же заголовочном файле.

Для работы с виртуальной таблицами виртуальной памяти в некоторой области памяти хранятся указатели на все PGD. При этом каждая задача хранит в себе контекст struct mmu_context, который, по сути, является индексом в этой таблице. Таким образом, к каждой задаче относится одна таблица PGD, которую можно определить с помощью mmu_get_root(ctx).

Работа с Page Table Entry

Для работы с записей в таблице страниц, а так же с самими таблицами, есть ряд функций:

Эти функции возвращают 1, если у соответствующей структуры установлен бит MMU_PAGE_PRESENT

Аппаратная поддержка

Обращение к памяти хорошо описанно в этой хабростатье. Происходит оно следующим образом:

Процессор подаёт на вход MMU виртуальный адрес
Если MMU выключено или если виртуальный адрес попал в нетранслируемую область, то физический адрес просто приравнивается к виртуальному
Если MMU включено и виртуальный адрес попал в транслируемую область, производится трансляция адреса, то есть замена номера виртуальной страницы на номер соответствующей ей физической страницы (смещение внутри страницы одинаковое):
Если запись с нужным номером виртуальной страницы есть в TLB [Translation Lookaside Buffer], то номер физической страницы берётся из нее же
Если нужной записи в TLB нет, то приходится искать ее в таблицах страниц, которые операционная система размещает в нетранслируемой области ОЗУ (чтобы не было промаха TLB при обработке предыдущего промаха). Поиск может быть реализован как аппаратно, так и программно — через обработчик исключения, называемого страничной ошибкой (page fault). Найденная запись добавляется в TLB, после чего команда, вызвавшая промах TLB, выполняется снова.

Таким образом, при обращении программы к тому или иному участку памяти трансляция адресов производится аппаратно. Программная часть работы с MMU — формирование таблиц страниц и работа с ними, распределение участков памяти, установка тех или иных флагов для страниц, а также обработка page fault, ошибки, которая происходит при отсутствии страницы в отображении.

В тексте статьи в основном будет рассматриваться трёхуровневая модель памяти, но это не является принципиальным ограничением: для получения модели с бóльшим количеством уровней можно действовать аналогичным образом, а особенности работы с меньшим количеством уровней (как, например, в архитектуре x86 — там всего два уровня) будут рассмотрены отдельно.

Устройство Page Table Entry

В реализации проекта Embox тип mmu_pte_t — это указатель.
Каждая запись PTE должна ссылаться на некоторую физическую страницу, а каждая физическая страница должна быть адресована какой-то записью PTE. Таким образом, в mmu_pte_t незанятыми остаются MMU_PTE_SHIFT бит, которые можно использовать для сохранения состояния страницы. Конкретный адрес бита, отвечающего за тот или иной флаг, как и набор флагов в целом, зависит от архитектуры.

  • MMU_PAGE_WRITABLE — Можно ли менять страницу
  • MMU_PAGE_SUPERVISOR — Пространство супер-пользователя/пользователя
  • MMU_PAGE_CACHEABLE — Нужно ли кэшировать
  • MMU_PAGE_PRESENT — Используется ли данная запись директории

Можно установить сразу несколько флагов:

Здесь vmem_page_flags_t — 32-битное значение, и соответствующие флаги берутся из первых MMU_PTE_SHIFT бит.

Размер страницы

В реальных (то есть не в учебных) системах используются страницы от 512 байт до 64 килобайт. Чаще всего размер страницы определяется архитектурой и является фиксированным для всей системы, например — 4 KiB.

С одной стороны, при меньшем размере страницы память меньше фрагментируется. Ведь наименьшая единица виртуальной памяти, которая может быть выделена процессу — это одна страница, а программам очень редко требуется целое число страниц. А значит, в последней странице, которую запросил процесс, скорее всего останется неиспользуемая память, которая, тем не менее, будет выделена, а значит — использована неэффективно.

С другой стороны, чем меньше размер страницы, тем больше размер страничных таблиц. Более того, при отгрузке на HDD и при чтении страниц с HDD быстрее получится записать несколько больших страниц, чем много маленьких такого же суммарного размера.

Отдельного внимания заслуживают так называемые большие страницы: huge pages и large pages [вики] .

Платформа Размер обычной страницы Размер страницы максимально возможного размера
x86 4KB 4MB
x86_64 4KB 1GB
IA-64 4KB 256MB
PPC 4KB 16GB
SPARC 8KB 2GB
ARMv7 4KB 16MB

Действительно, при использовании таких страниц накладные расходы памяти повышаются. Тем не менее, прирост производительности программ в некоторых случаях может доходить до 10% [ссылка] , что объясняется меньшим размером страничных директорий и более эффективной работой TLB.

В дальнейшем речь пойдёт о страницах обычного размера.

Page Fault

Page fault — это исключение, возникающее при обращении к странице, которая не загружена в физическую память — или потому, что она была вытеснена, или потому, что не была выделена.
В операционных системах общего назначения при обработке этого исключения происходит поиск нужной странице на внешнем носителе (жёстком диске, к примеру).

В нашей системе все страницы, к которым процесс имеет доступ, считаются присутствующими в оперативной памяти. Так, например, соответствующие сегменты .text, .data, .bss; куча; и так далее отображаются в таблицы при инициализации процесса. Данные, связанные с потоками (например, стэк), отображаются в таблицы процесса при создании потоков.

Выталкивание страниц во внешнюю память и их чтение в случае page fault не реализовано. С одной стороны, это лишает возможности использовать больше физической памяти, чем имеется на самом деле, а с другой — не является актуальной проблемой для встраиваемых систем. Нет никаких ограничений, делающих невозможной реализацию данного механизма, и при желании читатель может попробовать себя в этом деле :)

Для виртуальных страниц и для физических страниц, которые могут быть использованы при работе с виртуальной памятью, статически резервируется некоторое место в оперативной памяти. Тогда при выделении новых страниц и директорий они будут браться именно из этого места.
Исключением является набор указателей на PGD для каждого процесса (MMU-контексты процессов): этот массив хранится отдельно и используется при создании и разрушении процесса.
Выделение страниц
Итак, выделить физическую страницу можно с помощью vmem_alloc_page

Функция page_alloc() ищет участок памяти из N незанятых страниц и возвращает физический адрес начала этого участка, помечая его как занятый. В приведённом коде virt_page_allocator ссылается на участок памяти, резервированной для выделения физических страниц, а 1 — количество необходимых страниц.
Выделение таблиц
Тип таблицы (PGD, PMD, PTE) не имеет значения при аллокации. Более того, выделение таблиц производится также с помощью функции page_alloc(), только с другим аллокатором (virt_table_allocator).

После добавления страниц в соответствующие таблицы нужно уметь сопоставлять участки памяти с процессами, к которым они относятся. У нас в системе процесс представлен структурой task, содержащей всю необходимую информацию для работы ОС с процессом. Все физически доступные участки адресного пространства процесса записываются в специальный репозиторий: task_mmap. Он представляет из себя список дескрипторов этих участков (регионов), которые могут быть отображены на виртуальную память, если включена соответствующая поддержка.

brk — это самый большой из всех физических адресов репозитория, данное значение необходимо для ряда системных вызовов, которые не будут рассматриваться в данной статье.
ctx — это контекст задачи, использование которого обсуждалось в разделе “Виртуальный адрес”.
struct dlist_head — это указатель на начало двусвязного списка, организация которого аналогична организации Linux Linked List.

За каждый выделенный участок памяти отвечает структура marea


Поля данной структуры имеют говорящие имена: адреса начала и конца данного участка памяти, флаги региона памяти. Поле mmap_link нужно для поддержания двусвязного списка, о котором говорилось выше.

Ранее уже рассказывалось о том, как происходит выделение физических страниц, какие данные о виртуальной памяти относятся к задаче, и теперь всё готово для того, чтобы говорить о непосредственном отображении виртуальных участков памяти на физические.

Отображение виртуальных участков памяти на физическую память подразумевает внесение соответствующих изменений в иерархию страничных директорий.

Подразумевается, что некоторый участок физической памяти уже выделен. Для того, чтобы выделить соответствующие виртуальные страницы и привязать их к физическим, используется функция vmem_map_region()


В качестве параметров передаётся контекст задачи, адрес начала физического участка памяти, а также адрес начала виртуального участка. Переменная flags содержит флаги, которые будут установлены у соответствующих записей в PTE.

Основную работу на себя берёт do_map_region(). Она возвращает 0 при удачном выполнении и код ошибки — в ином случае. Если во время маппирования произошла ошибка, то часть страниц, которые успели выделиться, нужно откатить сделанные изменения с помощью функции vmem_unmap_region(), которая будет рассмотрена позднее.

Рассмотрим функцию do_map_region() подробнее.

Макросы GET_PTE и GET_PMD нужны для лучшей читаемости кода. Они делают следующее: если в таблице памяти нужный нам указатель не ссылается на существующую запись, нужно выделить её, если нет — то просто перейти по указателю к следующей записи.

В самом начале необходимо проверить, выровнены ли под размер страницы размер региона, физический и виртуальный адреса. После этого определяется PGD, соответствующая указанному контексту, и извлекаются сдвиги из виртуального адреса (более подробно это уже обсуждалось выше).
Затем последовательно перебираются виртуальные адреса, и в соответствующих записях PTE к ним привязывается нужный физический адрес. Если в таблицах отсутствуют какие-то записи, то они будут автоматически сгенерированы при вызове вышеупомянутых макросов GET_PTE и GET_PMD.

После того, как участок виртуальной памяти был отображён на физическую, рано или поздно её придётся освободить: либо в случае ошибки, либо в случае завершения работы процесса.
Изменения, которые при этом необходимо внести в структуру страничной иерархии памяти, производятся с помощью функции vmem_unmap_region().

Все параметры функции, кроме последнего, должны быть уже знакомы. free_pages отвечает за то, должны ли быть удалены страничные записи из таблиц.

try_free_pte, try_free_pmd, try_free_pgd — это вспомогательные функции. При удалении очередной страницы может выясниться, что директория, её содержащая, могла стать пустой, а значит, её нужно удалить из памяти.


нужны как раз для случая двухуровневой иерархии памяти.

Конечно, данной статьи не достаточно, чтобы с нуля организовать работу с MMU, но, я надеюсь, она хоть немного поможет погрузиться в OSDev тем, кому он кажется слишком сложным.

Трансляция виртуального адреса в физический

Как уже писалось выше, при обращении к памяти трансляция адресов производится аппаратно, однако, явный доступ к физическим адресам может быть полезен в ряде случаев. Принцип поиска нужного участка памяти, конечно, такой же, как и в MMU.

Для того, чтобы получить из виртуального адреса физический, необходимо пройти по цепочке таблиц PGD, PMD и PTE. Функция vmem_translate() и производит эти шаги.
Сначала проверяется, есть ли в PGD указатель на директорию PMD. Если это так, то вычисляется адрес PMD, а затем аналогичным образом находится PTE. После выделения физического адреса страницы из PTE необходимо добавить смещение, и после этого будет получен искомый физический адрес.

Пояснения к коду функции.
mmu_paddr_t — это физический адрес страницы, назначение mmu_ctx_t уже обсуждалось выше в разделе “Виртуальный адрес”.

С помощью функции vmem_get_idx_from_vaddr() находятся сдвиги в таблицах PGD, PMD и PTE.




Программная поддержка

  • Выделение физических страниц из некоторого зарезервированного участка памяти
  • Внесение соответствующих изменений в таблицы виртуальной памяти
  • Сопоставление участков виртуальной памяти с процессами, выделившими их
  • Проецирование региона физической памяти на виртуальный адрес

Читайте также: