2)Сегментное распределение

Виртуальное адресное про­странство процесса делится на сегменты, размер которых определя­ется программистом с учетом смыслового значения содержащейся в них информации. Отдельный сегмент может представлять собой подпрограмму, массив данных и т.п. Иногда сегментация програм­мы выполняется по умолчанию компилятором.

При загрузке процесса часть сегментов помещается в опера­тивную память, а часть сегментов размещается в дисковой памяти. Сегменты одной программы могут занимать в оперативной памяти несмежные участки. Во время загрузки система создает таблицу сегментов про­цесса, в которой для каждого сег­мента указывается начальный физический адрес сегмента в опера­тивной памяти, размер сегмента, правила доступа, признак моди­фикации, признак обращения к данному сегменту за последний ин­тервал времени и некоторая другая информация. Если виртуальные адресные пространства нескольких процессов включают один и тот же сегмент, то в таблицах сегментов этих процессов делаются ссылки на один и тот же участок оперативной памяти, в который данный сегмент загружается в единственном экземпляре.

Система с сегментной организацией функционирует анало­гично системе со страничной организацией: время от времени про­исходят прерывания, связанные с отсутствием нужных сегментов в памяти, при необходимости освобождения памяти некоторые сег­менты выгружаются, при каждом обращении к оперативной памяти выполняется преобразование виртуального адреса в физический адрес. Кроме того, при обращении к памяти проверяется, разрешен ли доступ требуемого типа к данному сегменту.

Виртуальный адрес при сегментной организации памяти мо­жет быть представлен парой (g, s), где g - номер сегмента, a s- сме­щение в сегменте. Физический адрес получается путем сложения начального физического адреса сегмента, найденного в таблице сег­ментов по номеру g, и смещения s.

3) Странично-сегментное распределение

Данный метод представляет собой комбинацию страничного и сегментного распределения памяти и, вследствие этого, сочетает в себе достоинства обоих подходов. Вир­туальное пространство процесса делится на сегменты, а каждый сег­мент в свою очередь делится на виртуальные страницы, которые нумеруются в пределах сегмента. Оперативная память делится на физические страницы. Загрузка процесса выполняется операцион­ной системой постранично, при этом часть страниц размещается в оперативной памяти, а часть на диске. Для каждого сегмента созда­ется своя таблица страниц, структура которой полностью совпадает со структурой таблицы страниц, используемой при страничном распределении. Для каждого процесса создается таблица сегментов, в которой указываются адреса таблиц страниц для всех сегментов данного процесса. Адрес таблицы сегментов загружается в специ­альный регистр процессора, когда активизируется соответствующий процесс.

3. Управление файлами: Физическая организация файла.

Физическая организация файла описывает правила располо­жения файла на устройстве внешней памяти, в частности на диске. Файл состоит из физических записей - блоков.

Блок - наименьшая единица данных, которой внешнее устройство обменивается с оперативной памятью.

Операционная система при работе с блочными внешними устройствами использует, как правило, собственную единицу раз­мера пространства внешней памяти, называемую блоком (например, в операционной системе Unix) или кластером (claster). При созда­нии файла место на диске выделяется целым числом кластеров: если файл имеет размер 1250 байт, а размер кластера в файловой системе определен в 512 байт, то файлу будет выделено на диске 3 кластера. Размер кластера никак не связан с размером физического блока внешнего устройства.

Дорожки и секторы (блоки) устройства внешней памяти соз­даются с помощью утилит, выполняющих физическое форматиро­вание носителя заранее, еще до использования устройства операци­онной системой в качестве хранилища данных.

Разметку диска под конкретный тип файловой системы вы­полняют программы логического (высокоуровневого) форматиро­вания, которые иногда называют утилитами или командами (в ОС Unix) для создания файловых систем. В этих командах определяется тип создаваемой файловой системы, определяется размер кластера, указывается доступное пространство для размещения файлов, ре­зервное пространство, место для размещения сведений о повреж­денных областях

В современных операционных системах принято разбивать диски на логические диски, иногда называемые разделами (partitions). Бывает, что наоборот объединяют несколько физических дисков в один логический диск (например, как это можно сделать в ОС Windows NT). В каждом разделе можно иметь свою независимую файловую систему. Диск содержит иерархическую древовидную структуру, состоящую из набора файлов, каждый из которых явля­ется хранилищем данных пользователя, и каталогов, которые необ­ходимы для хранения информации о файлах системы.

В операционных системах используется несколько методов выделения файлу дискового пространства. Для каждого метода све­дения о размещении блоков данных файла можно извлечь из записи в каталоге, соответствующей символьному имени файла.

Выделение непрерывной последовательностью блоков. Про­стейший метод - хранить каждый файл, как непрерывную последо­вательность блоков диска. При непрерывном расположении файл характеризуется адресом и длиной (в блоках). Файл, стартующий с блока n, занимает затем блоки n+1, n+2,... .

Этa схема имеет два преимущества. Во-первых, ее легко реали­зовать, так как выяснение местонахождения файла сводится к во­просу, где находится первый блок. Во-вторых, она обеспечивает хо­рошую производительность, поскольку целый файл может быть считан за одну дисковую операцию.

Основная проблема, вследствие чего этот метод мало распро­странен, в том, что трудно найти место для нового файла. Этот метод страдает от внешней фрагментации, в зависимости от размера диска и среднего размера файла, в большей или меньшей степени. Кроме того, непрерывное распределение внешней памяти не применимо до тех пор, пока не известен максимальный размер фай­ла. Иногда размер выходного файла оценить легко (при копирова­нии). Чаще, однако, это трудно сделать. Если места не хватило, то пользовательская программа может быть приостановлена до выде­ления дополнительного места для файла.

Рис. 31. Хранение файла в виде связного списка дисковых блоков Связный список. Метод распределения блоков в виде связного списка решает основную проблему непрерывного выделения, то есть устраняет внешнюю фрагментацию. Каждый файл - связный список блоков диска. Запись в каталоге содержит указатель на пер­вый и последний блоки файла. Каждый блок содержит указатель на следующий блок.

Связное выделение имеет, однако, несколько существенных недостатков. Во-первых, при прямом доступе к файлу для поиска i-го блока нужно осуществить несколько обращений к диску, после­довательно считывая блоки от 1 до i-1, то есть выборка логически смежных записей, которые занимают физически несмежные секто­ры, может требовать много времени.

Прямым следствием этого является низкая надежность. Нали­чие дефектного блока в списке приводит к потере информации в остаточной части файла и, потенциально, к потере дискового про­странства отведенного под этот файл.

Наконец, для записи указателя на следующий блок внутри те­кущего блока необходимо выделять место. Емкость блока, традици­онно являющаяся степенью двойки (многие программы читают и пишут блоками по степеням двойки), таким образом, перестает быть степенью двойки, т.к. указатель отбирает несколько байтов. Поэтому метод связного списка обычно не используется в чистом виде.

С вязный список с использованием индекса. Недостатки преды­дущего способа могут быть устранены путем изъятия указателя из каждого дискового блока и помещения его в индексную таблицу в памяти, которая называется FAT (file allocation table). Этой схемы придерживаются многие операционные системы (MS-DOS, OS/2, MSWindows и др.).

Таблица FAT является общей для всех файлов раздела диска. При размещении файла операционная система просматривает таб­лицу с самого начала и находит первый свободный индексный ука­затель. В поле записи каталога (рис. 28а) (номер первого кластера) фиксируется номер этого указателя. В кластер с этим номером за­писываются данные файла, он становится первым кластером файла. Если файл умещается в одном кластере, то в поле указателя данно­го кластера записывается специальное значение «последний кластер файла» (на рис. 32 - EOF). Если размер файла больше одного кла­стера, то система продолжает просмотр таблицы, ищет следующий свободный индексный указатель и после его обнаружения заносит его значение в предыдущий указатель. Так создается связной список всех кластеров файла.

По-прежнему существенно, что запись в каталоге содержит только ссылку на первый блок и таким образом можно локализовать файл независимо от его размера. Минус - необходимость поддержки в памяти довольно большой таблицы.

Индексные узлы. Схема с использованием индексных узлов предполагает, что для каждого файла создается специальная табли­ца, называемая индексным узлом (i-node), которая содержит атрибу­ты и адреса блоков файла (рис. 31). Все индексные узлы сводятся в единую таблицу индексных узлов. Порядковый номер индексного узла становится уникальным именем файла на время его существо­вания в файловой системе. Именно этим «именем» (номером в таб­лице индексных узлов) оперирует операционная система при работе с файлами. Запись в каталоге, относящаяся к файлу, содержит адрес его индексного узла.

Такой подход позволяет при фиксированном, относительно небольшом размере индексного узла, поддерживать работу с фай­лами, размер которых может меняться от нескольких байт* до не­скольких гигабайт. Существенно, что для маленьких файлов исполь­зуется только прямая адресация, обеспечивающая максимальную производительность. Отсюда можно выделить следующие преиму­щества схемы с использованием индексных узлов:

• узел имеет фиксированный небольшой размер.

• доступ к неб. файлам осуществляется с помощью пря­мой адресации или с первым уровнем косвенной адресации;

• максимальный размер файла при использовании всех уровней косвенной адресации так велик, что он становится достаточ­ным практически для удовлетворения всех приложений.

БИЛЕТ №10