- •2. Накопители на маг.Носителях.
- •6. Представл-е вн.Устр. В виде ф-лов.
- •9. Планиров-е процессов. Очередь.
- •10. Взаимод-е процесов.
- •13. Страничная орг-ция памяти.
- •16. Связь с пользователем
- •17.Разнов-ти интер-в.
- •18.Терминалы
- •19. Режимы представл. И управл. Инф.
- •20.Графический интерфейс пользователя (gui).
- •26. Драйверы ms-dos
- •23. Начальная загрузка ms-dos.
- •24. Файловая система ms-dos.
- •25. Управление оп.
- •27. Объектно-ориентированный подход.
- •29.Интерфейс Windows 95.
- •30.Панель Управления.
- •31.Запуск Windows 95.
- •32.Краткие сведения об архитектуре Windows 95/98.
- •33.Задачи, поставленные при создании Windows nt.
- •34.Архитектурные модули Windows nt.
- •36.Основные отличия Windows 2000.
- •40. Владелец ф-ла и его защита.
- •41. Работа с текст.Ф-лами.
- •42. Связь польз-ль – польз-ль.
- •43. Стандартные ф-лы.
- •45. Системное администрирование.
- •47. Ядро ос unix.
- •49. Многопольз-кий режим.
- •51. Структура nc.Ext, nc.Mnu.
13. Страничная орг-ция памяти.
Страничная орг-ция п. относ-ся к методам несмежного размещ-я процессов в осн.памяти. Ее достоинство заключ-ся в том, что она позволяет свести к min общую фрагментацию за счет пол-го устранения внешней фрагментации и минимизации внутренней фрагментации. Базовый метод. Адресное простр-во основной и внешней памяти разбивают на блоки фиксированного размера, называемые страничные рамки. Логич-е адресное простр-во пр-мы также разбивается на блоки фиксированного размера, наз-е стр-цами. Размеры страничных рамок и стр-ц совпадают. Процесс загруж-ся в память постранично, причем каждая стр-ца помещ-ся в любую свободную страничную рамку осн.памяти. Адрес, генерируемый проц-ром, состоит из 2 частей: номер стр-цы и смещение в пределах стр-цы. Каждая ОС поддерж-ет свой собств-й метод работы с таблицей стр-ц. За каждым процессом, находящимся в осн.памяти, закреплена отдельная таблица стр-ц. В этом случае указатель на таблицу стр-ц хранится в РСВ (таблице упр-я процессом) соответствующего процесса. Аппаратная поддержка страничной орг-ции памяти. Преобразование логич-го адреса в физические осуществл-ся д/каждого адреса, поэтому часто д/ускорения этого процесса примен-ся ассоциативные регистры. Защита стр-й п. основана на контроле уровня доступа к каждой стр-це, возможны следующие уровни доступа:
1)только чтение;
2)чтение и запись;
3)только выполн-е.
В этом случае каждая стр-ца снабжается 3-битовым кодом уровня доступа. При трансформации логич-го адреса в физический сравнив-ся значение кода разрешенного уровня доступа с фактически требуемым. При их несовпадении работа пр-мы прер-ся.
Назад
14. Упр-е виртуал.памятью (ВП).
Все методы упр-я памятью имеют одну и ту же цель — хранить в памяти мультипрогр-ную смесь, необходимую д/мультипрограм-я. ВП — это технология, ктр позволяет выполнять процесс, ктр может только частично располаг-ся в осн.памяти. ВП позволяет выполнять пр-мы, размеры ктр превышают размеры физического адресного простр-ва. ВП чаще всего реализ-ся на базе страничной орг-ции памяти. Д/учета распредел-я стр-ц между внешней и осн.памятью каждая строка таблицы стр-ц дополняется битом местонахождения стр-цы (valid/invalid). В том случае, если проц-р пытается
исп-ть стр-цу, помеченную значением invalid, возникает событие, называемое страничная недостаточность. Она вызывает прерывание выполн-я пр-мы и передачу упр-я ОС.
Осн-е этапы обработки cтран-й недостаточности:
1)Проц-р, прежде чем осуществлять преобразование логического адреса в физич-й, проверяет знач-е бита местонахождения необходимой стр-цы;
2)Если знач-е бита invalid, то процесс прерывается и упр-е передается ОС д/обработки события страничная недостаточность;
3)Отыскивается необходимая стр-ца во вторичной памяти и свободная страничная рамка в основной;
4)Требуемая стр-ца загруж-ся в выбранную страничную рамку; 5)После заверш-я операции загрузки редактируется соответствующая строка таблицы стр-ц, в ктр вносится базовый адрес и знач-е бита местонахождения — valid. В процессе обработки страничной недостаточности ОС может обнаружить, что все страничные рамки осн.памяти заняты и, след-но, невозможно загрузить требуемую стр-цу. В этом случае возможны следующие режимы: приостановка прерванного процесса, уменьшение на единицу кол-ва процессов мультипрограммной смеси д/освобожд-я всех ею занимаемых страничных рамок, исп-е метода замещения стр-ц. Он состоит в том, что в осн.памяти выбирается наименее важная / используемая стр-ца, наз-ся стр-ца-жертва, ктр временно перемещ-ся в простр-во свопинга, а на ее место загруж-ся стр-ца, вызываемая страничной недостаточностью. Стр-цу-жертву можно не копировать в простр-во свопинга в том случае, если за время, прошедшее от последнего перемещения, ее содержимое не модифицировалось. В этом случае время замещения уменьш-ся примерно вдвое.
Назад
15. Алг. распред. странич. рамок.
Решает, сколько стр. рамок в ОП выделить каждому из процессов му-льтипрограм. смеси. Алг. замещ. стр. решает, какую из стр. выбрать в жертвы. FIFO- алг. замещ. стр.; ассоциирует с каждой стр. время, когда эта стр. была помещена в память; выбир. наиболее старая стр. Алг. учитыв. Только время нахожд. стр. в памяти, но не учитыв.используемость стр. Оптимальный алг.- имеет наилуч-шее соотнош. кол-ва замещ. стр. к кол-ву ссылок. Алг. строится по принципу: замещ. та стр., на кот. нет ссылки на протяж. наиболее длит. периода времени.Алг. LRU –выбир. для замещ. ту стр., на кот. не было ссылки на протяж. наиболее длит. периода времени. Обычно примен. 2 подхода при внедрении этого алгоритма: 1.подход на основе логич. часов (счетчика) – ассоциируют с каждой стр. таблицы поле «время использ.», а в CPU добавл. логич. часы, кот. увелич.свое знач. при каждом обращ. к памяти; 2.подход на основе стека номеров стр- стек номеров стр. хранит номера стр., упорядоченных в соотв. с историей их использования, на вершине стека располаг. только что использ. стр., а на «дне» дольше всех не использ. стр. Как только осущ. ссылка на стр., она перемещ. на вершину стека, а номера всех стр. сдвиг. вниз.
Назад