Как распределяется память в разных windows системах

Обновлено: 04.07.2024

Стандартная память – Conventional

Стандартная память является самой дефицитной в PC, когда речь идет о работе в среде операционных систем типа MS-DOS. На ее небольшой объем (типовое значение 640 Кбайт) претендуют и BIOS, и ОС реального режима, а остатки отдаются прикладному ПО. Стандартная память распределяется следующим образом:
00000h-003FFh – Interrupt Vectors – векторы прерываний (256 двойных слов);
00400h-004FFh – BIOS Data Area – область переменных BIOS;
00500h-00xxxh – DOSArea – область DOS;
00xxxh-9FFFFh – User RAM – память, предоставляемая пользователю (до 638 Кбайт); при использовании PS/2 Mouse область 9FC00h-9FFFFh используется как расширение BIOS Data Area, и размер User RAM уменьшается.

Верхняя память – UMA

Верхняя память имеет области различного назначения, которые могут быть заполнены буферной памятью адаптеров, постоянной памятью или оставаться незаполненными. Раньше эти «дыры» не использовали из-за сложности «фигурного выпиливания» адресуемого пространства. С появлением механизма страничной переадресации (у процессоров 386 и выше) их стали по возможности заполнять «островками» оперативной памяти, названными блоками верхней памяти UMB(Upper Memory Block). Эти области доступны DOS для размещения резидентных программ и драйверов через драйвер EMM386, который отображает в них доступную дополнительную память.
Стандартное распределение верхней памяти выглядит следующим образом:
A0000h-BFFFFh – Video RAM, 128 Кбайт – видеопамять (обычно используется не полностью).
C0000h-DFFFFh – Adapter ROM, Adapter RAM,128 Кбайт – резерв для адаптеров, использующих собственные модули ROM BIOS или (и) специальное ОЗУ, разделяемое с системной шиной.
E0000h-EFFFFh – свободная область, 64 Кбайт, иногда занятая под System BIOS.
F0000h-FFFFFh – System BIOS, 64 Кбайт – системная BIOS.
FD000h-FDFFFh – ESCD (Extended System Configuration Data) – область энергонезависимой памяти, используемая для конфигурирования устройств Plug and Play. Эта область имеется только при наличии PnP BIOS, ее положение и размер жестко не заданы.
В области UMA практически всегда присутствует графический адаптер. В зависимости от модели он занимает следующие области:
MDA RAM – B 0000h-B0FFFh;
CGA RAM – B8000h-BBFFFh;
EGA ROM – C0000h-C3FFFh/C7FFFh;
VGA ROM – C0000h-C7FFFh;
EGA, VGA RAM – A0000h-BFFFFh, в зависимости от видеорежима используются следующие области:
Graphics – A0000h-AFFFFh;
Color Text – B8000h-BFFFFh;
Mono Text – B0000h-B7FFFh.
Также распространенным потребителем UMA являются расширения ROM BIOS, расположенные на платах дисковых контроллеров и микросхемы удаленной загрузки (Boot ROM) на платах адаптеров ЛВС. Обычно они занимают область C8000h – CBFFFh/C9FFFh/C8FFFh (для дисковых контроллеров), но могут и перемещаться при конфигурировании адаптеров.
Размер области, занимаемой системной ROM BIOS, колеблется от 8 Кбайт у PC/XT до 128 Кбайт, однако разумное значение – 64 Кбайт. Большая область использовалась «на радостях» от появления микросхем ROM и флэш-памяти объемом 1 Мбит (128Кх8), но при этом размер доступной UMA сократился. Тогда стали микросхемы того же (и большего) объема отображать только на область FOOOOh-FFFFFh (64 Кбайт), а иногда и меньшую. Это оказалось возможным, поскольку не все содержимое микросхемы ROM BIOS должно быть доступно одновременно. Таким способом удалось примирить интересы пользователей UMB с необходимостью расширения объема BIOS, связанной с усложнением технических средств.
Видеопамять графического адаптера является особой областью памяти, к которой во время непрерывного процесса регенерации экрана интенсивно обращаются и центральный процессор, и графический акселератор (если таковой имеется). Видеопамять традиционно является физически выделенной памятью сравнительно (по сравнению с ОЗУ) небольшого объема, и для нее разными способами обеспечивают максимальную производительность – увеличивают разрядность до 128 бит, повышают частоту, применяют специализированные, в том числе и двухпортовые, микросхемы памяти. Это, конечно же, приводит к удорожанию компьютера. Для современных графических акселераторов требуется доступ к большому объему памяти, причем с высокой производительностью. Вместо предоставления локальной памяти адаптера была предложена архитектура унифицированной памяти UMA (Unified Memory Architecture). Здесь для видеопамяти (и других нужд акселератора) выделяется область в общем пространстве единой физической оперативной памяти. За этот способ снижения стоимости приходится расплачиваться снижением производительности как видеосистемы, так и основной памяти. Архитектура UMA применяется в чипсетах системной платы с интегрированной графикой для недорогих компьютеров. При этом может предоставляться возможность установки и дополнительного специализированного модуля видеопамяти, позволяя за дополнительные деньги отказаться от UMA. Если с графического адаптера AGP убрать локальную память, этот высокопроизводительный адаптер вырождается в систему с UMA.
Accelerated Graphic Port, ускоренный графический порт.

Отображаемая и расширенная память – спецификации EMS и XMS

определить размер максимального доступного блока памяти;
захватить или освободить блок памяти;
копировать данные из одного блока в другой, причем участники копирования могут быть блоками как стандартной, так и дополнительной памяти в любых сочетаниях;
запереть блок памяти (запретить копирование) и отпереть его;
изменить размер выделенного блока.

Теневая память – Shadow ROM и Shadow RAM

Под памятью ( memory ) в данном случае подразумевается оперативная (основная) память компьютера. В однопрограммных операционных системах основная память разделяется на две части. Одна часть для операционной системы (резидентный монитор , ядро ), а вторая – для выполняющейся в текущий момент времени программы. В многопрограммных ОС "пользовательская" часть памяти – важнейший ресурс вычислительной системы – должна быть распределена для размещения нескольких процессов, в том числе процессов ОС. Эта задача распределения выполняется операционной системой динамически специальной подсистемой управления памятью ( memory management ). Эффективное управление памятью жизненно важно для многозадачных систем. Если в памяти будет находиться небольшое число процессов, то значительную часть времени процессы будут находиться в состоянии ожидания ввода-вывода и загрузка процессора будет низкой.

В ранних ОС управление памятью сводилось просто к загрузке программы и ее данных из некоторого внешнего накопителя (перфоленты, магнитной ленты или магнитного диска) в ОЗУ . При этом память разделялась между программой и ОС. На рис. 6.3 показаны три варианта такой схемы. Первая модель раньше применялась на мэйнфреймах и мини-компьютерах. Вторая схема сейчас используется на некоторых карманных компьютерах и встроенных системах, третья модель была характерна для ранних персональных компьютеров с MS-DOS .

С появлением мультипрограммирования задачи ОС, связанные с распределением имеющейся памяти между несколькими одновременно выполняющимися программами, существенно усложнились.

Функциями ОС по управлению памятью в мультипрограммных системах являются:

отслеживание (учет) свободной и занятой памяти;
первоначальное и динамическое выделение памяти процессам приложений и самой операционной системе и освобождение памяти по завершении процессов;
настройка адресов программы на конкретную область физической памяти;
полное или частичное вытеснение кодов и данных процессов из ОП на диск, когда размеры ОП недостаточны для размещения всех процессов, и возвращение их в ОП;
защита памяти, выделенной процессу, от возможных вмешательств со стороны других процессов;
дефрагментация памяти .

Перечисленные функции особого пояснения не требуют, остановимся только на задаче преобразования адресов программы при ее загрузке в ОП.

Для идентификации переменных и команд на разных этапах жизненного цикла программы используются символьные имена, виртуальные (математические, условные, логические – все это синонимы) и физические адреса (рис. 6.4).

Символьные имена присваивает пользователь при написании программ на алгоритмическом языке или ассемблере. Виртуальные адреса вырабатывает транслятор , переводящий программу на машинный язык . Поскольку во время трансляции неизвестно, в какое место оперативной памяти будет загружена программа , транслятор присваивает переменным и командам виртуальные (условные) адреса, считая по умолчанию, что начальным адресом программы будет нулевой адрес .

Физические адреса соответствуют номерам ячеек оперативной памяти, где в действительности будут расположены переменные и команды.

Совокупность виртуальных адресов процесса называется виртуальным адресным пространством. Диапазон адресов виртуального пространства у всех процессов один и тот же и определяется разрядностью адреса процессора (для Pentium адресное пространство составляет объем, равный 2 32 байт , с диапазоном адресов от 0000.0000₁₆ до FFFF.FFFF₁₆).

Существует два принципиально отличающихся подхода к преобразованию виртуальных адресов в физические. В первом случае такое преобразование выполняется один раз для каждого процесса во время начальной загрузки программы в память . Преобразование осуществляет перемещающий загрузчик на основании имеющихся у него данных о начальном адресе физической памяти, в которую предстоит загружать программу, а также информации, предоставляемой транслятором об адресно-зависимых элементах программы.

Второй способ заключается в том, что программа загружается в память в виртуальных адресах. Во время выполнения программы при каждом обращении к памяти операционная система преобразует виртуальные адреса в физические.

6.3. Распределение памяти

Существует ряд базовых вопросов управления памятью, которые в различных ОС решаются по -разному. Например, следует ли назначать каждому процессу одну непрерывную область физической памяти или можно выделять память участками? Должны ли сегменты программы, загруженные в память , находиться на одном месте в течение всего периода выполнения процесса или их можно время от времени сдвигать? Что делать, если сегменты программы не помещаются в имеющуюся память ? Как сократить затраты ресурсов системы на управление памятью ? Имеется и ряд других не менее интересных проблем управления памятью [5, 10, 13, 17].

Ниже приводится классификация методов распределения памяти, в которой выделено два класса методов – с перемещением сегментов процессов между ОП и ВП (диском) и без перемещения, т.е. без привлечения внешней памяти (рис. 6.5). Данная классификация учитывает только основные признаки методов. Для каждого метода может быть использовано несколько различных алгоритмов его реализации.

Рис. 6.5. Классификация методов распределения памяти

На рис. 6.6 показаны два примера фиксированного распределения. Одна возможность состоит в использовании разделов одинакового размера. В этом случае любой процесс, размер которого не превышает размера раздела, может быть загружен в любой доступный раздел. Если все разделы заняты и нет ни одного процесса в состоянии готовности или работы, ОС может выгрузить процесс из любого раздела и загрузить другой процесс, обеспечивая тем самым процессор работой.

Рис. 6.6. Варианты фиксированного распределения памяти

При использовании разделов с одинаковым размером имеются две проблемы.

Программа может быть слишком велика для размещения в разделе. В этом случае программист должен разрабатывать программу, использующую оверлеи, чтобы в любой момент времени требовался только один раздел памяти. Когда требуется модуль, отсутствующий в данный момент в ОП, пользовательская программа должна сама его загрузить в раздел памяти программы. Таким образом, в данном случае управление памятью во многом возлагается на программиста.
Использование ОП крайне неэффективно. Любая программа, независимо от ее размера, занимает раздел целиком. При этом могут оставаться неиспользованные участки памяти большого размера. Этот феномен появления неиспользованной памяти называется внутренней фрагментацией (internal fragmentation).

Бороться с этими трудностями (хотя и не устранить полностью) можно посредством использования разделов разных размеров. В этом случае программа размером до 8 Мбайт может обойтись без оверлеев, а разделы малого размера позволяют уменьшить внутреннюю фрагментацию при загрузке небольших программ.

В том случае, когда разделы имеют одинаковый раздел, размещение процессов тривиально – в любой свободный раздел. Если все разделы заняты процессами, которые не готовы к немедленной работе, любой из них может быть выгружен для освобождения памяти для нового процесса.

Когда разделы имеют разные размеры, есть два возможных подхода к назначению процессов разделам памяти. Простейший путь состоит в том, чтобы каждый процесс размещался в наименьшем разделе, способном вместить данный процесс (в этом случае в задании пользователя указывался размер требуемой памяти). При таком подходе для каждого раздела требуется очередь планировщика, в которой хранятся выгруженные из памяти процессы, предназначенные для данного раздела памяти. Достоинство такого способа в возможности распределения процессов между разделами ОП так, чтобы минимизировать внутреннюю фрагментацию.

Недостаток заключается в том, что отдельные очереди для разделов могут привести к неоптимальному распределению памяти системы в целом. Например, если в некоторый момент времени нет ни одного процесса размером от 7 до 12 Мбайт, то раздел размером 12 Мбайт будет пустовать, в то время как он мог бы использоваться меньшими процессами. Поэтому более предпочтительным является использование одной очереди для всех процессов. В момент, когда требуется загрузить процесс в ОП, выбирается наименьший доступный раздел, способный вместить данный процесс.

В целом можно отметить, что схемы с фиксированными разделами относительно просты, предъявляют минимальные требования к операционной системе; накладные расходы работы процессора на распределение памяти невелики. Однако у этих схем имеются серьезные недостатки.

Количество разделов, определенное в момент генерации системы, ограничивает количество активных процессов (т.е. уровень мультипрограммирования).
Поскольку размеры разделов устанавливаются заранее во время генерации системы, небольшие задания приводят к неэффективному использованию памяти. В средах, где заранее известны потребности в памяти всех задач, применение рассмотренной схемы может быть оправдано, но в большинстве случаев эффективность этой технологии крайне низка.

Для преодоления сложностей, связанных с фиксированным распределением, был разработан альтернативный подход, известный как динамическое распределение. В свое время этот подход был применен фирмой IBM в операционной системе для мэйнфреймов в OS/MVT ( мультипрограммирование с переменным числом задач – Multiprogramming With a Variable number of Tasks). Позже этот же подход к распределению памяти использован в ОС ЕС ЭВМ [12] .

При динамическом распределении образуется перемененное количество разделов переменной длины. При размещении процесса в основной памяти для него выделяется строго необходимое количество памяти. В качестве примера рассмотрим использование 64 Мбайт (рис. 6.7) основной памяти. Изначально вся память пуста, за исключением области, задействованной ОС. Первые три процесса загружаются в память , начиная с адреса, где заканчивается ОС, и используют столько памяти, сколько требуется данному процессу. После этого в конце ОП остается свободный участок памяти, слишком малый для размещения четвертого процесса. В некоторый момент времени все процессы в памяти оказываются неактивными, и операционная система выгружает второй процесс, после чего остается достаточно памяти для загрузки нового, четвертого процесса.

Поскольку процесс 4 меньше процесса 2, появляется еще свободный участок памяти. После того как в некоторый момент времени все процессы оказались неактивными, но стал готовым к работе процесс 2, свободного места в памяти для него не находится, а ОС вынуждена выгрузить процесс 1, чтобы освободить необходимое место и разместить процесс 2 в ОП. Как показывает данный пример, этот метод хорошо начинает работу, но плохо продолжает. В конечном счете, он приводит к наличию множества мелких свободных участков памяти, в которых нет возможности разместить какой-либо новый процесс. Это явление называется внешней фрагментацией ( external fragmentation ), что отражает тот факт, что сильно фрагментированной становится память , внешняя по отношению ко всем разделам.

Один из методов преодоления внешней фрагментации – уплотнение ( compaction ) процессов в ОП. Осуществляется это перемещением всех занятых участков так, чтобы вся свободная память образовала единую свободную область. В дополнение к функциям, которые ОС выполняет при распределении памяти динамическими разделами, в данном случае она должна еще время от времени копировать содержимое разделов из одного места в другое, корректируя таблицы свободных и занятых областей. Эта процедура называется уплотнением или сжатием.

Перечислим функции операционной системы по управлению памятью в этом случае.

Перемещение всех занятых участков в сторону старших или младших адресов при каждом завершении процесса или для вновь создаваемого процесса в случае отсутствия раздела достаточного размера.
Коррекция таблиц свободных и занятых областей.
Изменение адресов команд и данных, к которым обращаются процессы при их перемещении в памяти, за счет использования относительной адресации .
Аппаратная поддержка процесса динамического преобразования относительных адресов в абсолютные адреса основной памяти.
Защита памяти, выделяемой процессу, от взаимного влияния других процессов.

Уплотнение может выполняться либо при каждом завершении процесса, либо только тогда, когда для вновь создаваемого процесса нет свободного раздела достаточного размера. В первом случае требуется меньше вычислительной работы при корректировке таблиц свободных и занятых областей, а во втором – реже выполняется процедура сжатия.

Так как программа перемещается по оперативной памяти в ходе своего выполнения, в данном случае невозможно выполнить настройку адресов с помощью перемещающего загрузчика. Здесь более подходящим оказывается динамическое преобразование адресов. Достоинствами распределения памяти перемещаемыми разделами являются эффективное использование оперативной памяти, исключение внутренней и внешней фрагментации, недостатком – дополнительные накладные расходы ОС.

При использовании фиксированной схемы распределения процесс всегда будет назначаться одному и тому же разделу памяти после его выгрузки и последующей загрузке в память . Это позволяет применять простейший загрузчик , который замещает при загрузке процесса все относительные ссылки абсолютными адресами памяти, определенными на основе базового адреса загруженного процесса.

Ситуация усложняется, если размеры разделов равны (или неравны) и существует единая очередь процессов, – процесс по ходу работы может занимать разные разделы . Такая же ситуация возможна и при динамическом распределении. В этих случаях расположение команд и данных, к которым обращается процесс, не является фиксированным и изменяется всякий раз при выгрузке, загрузке или перемещении процесса. Для решения этой проблемы в программах используются относительные адреса. Это означает, что все ссылки на память в загружаемом процессе даются относительно начала этой программы. Таким образом, для корректной работы программы требуется аппаратный механизм, который бы транслировал относительные адреса в физические в процессе выполнения команды, обращающейся к памяти.

Применяемый обычно способ трансляции показан на рис. 6.8. Когда процесс переходит в состояние выполнения, в специальный регистр процесса, называемый базовым, загружается начальный адрес процесса в основной памяти. Кроме того, используется "граничный" (bounds) регистр , в котором содержится адрес последней ячейки программы. Эти значения заносятся в регистры при загрузке программы в основную память . При выполнении процесса относительные адреса в командах обрабатываются процессором в два этапа. Сначала к относительному адресу прибавляется значение базового регистра для получения абсолютного адреса. Затем полученный абсолютный адрес сравнивается со значением в граничном регистре. Если полученный абсолютный адрес принадлежит данному процессу, команда может быть выполнена. В противном случае генерируется соответствующее данной ошибке прерывание .

Менеджер памяти - часть операционной системы, отвечающая за управление памятью.

Основные методы распределения памяти:

Без использования внешней памяти (например: HDD)

С использованием внешней памяти

6.2 Методы без использования внешней памяти

6.2.1 Однозадачная система без подкачки на диск

Память разделяется только между программой и операционной системой.

Схемы разделения памяти:

Схемы разделения памяти

Третий вариант используется в MS-DOS. Та часть, которая находится в ПЗУ, часто называется BIOS.

6.2.2 Распределение памяти с фиксированными разделами.

Память просто разделяется на несколько разделов (возможно, не равных). Процессы могут быть разными, поэтому каждому разделу необходим разный размер памяти.

Системы могут иметь:

общую очередь ко всем разделам

к каждому разделу отдельную очередь

Распределение памяти с фиксированными разделами

Недостаток системы многих очередей очевиден, когда большой раздел может быть свободным, а к маленькому выстроилась очередь.

Алгоритмы планирования в случае одной очереди:

выбирается задача, которая максимально займет раздел

Также может быть смешанная система.

6.2.3 Распределение памяти динамическими разделами

В такой системе сначала память свободна, потом идет динамическое распределение памяти.

Распределение памяти динамическими разделами.

Перемещаемые разделы

Это один из методов борьбы с фрагментацией. Но на него уходит много времени.

Рост разделов

Иногда процессу может понадобиться больше памяти, чем предполагалось изначально.

Настройка адресов и защита памяти

В предыдущих примерах мы можем увидеть две основные проблемы.

Настройка адресов или перемещение программ в памяти

Защита адресного пространства каждой программы

Решение обоих проблем заключается в оснащении машины специальными аппаратными регистрами.

Базовый (указывает начало адресного пространства программы)

Предельный (указывает конец адресного пространства программы)

6.3 Методы с использованием внешней памяти (свопинг и виртуальная память)

Так как памяти, как правило, не хватает. Для выполнения процессов часто приходится использовать диск.

Основные способы использования диска:

Свопинг (подкачка) - процесс целиком загружается в память для работы

Виртуальная память - процесс может быть частично загружен в память для работы

6.3.1 Свопинг (подкачка)

При нехватке памяти процессы могут быть выгружены на диск.

т.к. процесс С очень большой, процесс А был выгружен временно на диск,
после завершения процесса С он снова был загружен в память.

Как мы видим процесс А второй раз загрузился в другое адресное пространство, должны создаваться такие условия, которые не повлияют на работу процесса.

Свопер - планировщик, управляющий перемещением данных между памятью и диском.

Этот метод был основным для UNIX до версии 3BSD.

Управление памятью с помощью битовых массивов

Вся память разбивается на блоки (например, по 32бита), массив содержит 1 или 0 (занят или незанят).

Чтобы процессу в 32Кбита занять память, нужно набрать последовательность из 1000 свободных блоков.

Такой алгоритм займет много времени.

битовые массивы и списки

Управление памятью с помощью связных списков

Этот способ отслеживает списки занятых (между процессами) и свободных (процессы) фрагментов памяти.

Запись в списке указывает на:

занят (P) или незанят (H) фрагмент

адрес начала фрагмента

Четыре комбинации соседей для завершения процесса X

Алгоритмы выделения блока памяти:

первый подходящий участок.

следующий подходящий участок, стартует не сначала списка, а с того места на котором остановился в последний раз.

самый подходящий участок (медленнее, но лучше использует память).

самый неподходящий участок, расчет делается на то, что программа займет самый большой участок, а лишнее будет отделено в новый участок, и он будет достаточно большой для другой программы.

6.3.2 Виртуальная память

Основная идея заключается в разбиении программы на части, и в память эти части загружаются по очереди.

Программа при этом общается с виртуальной памятью, а не с физической.

Диспетчер памяти преобразует виртуальные адреса в физические.

Страничная организация памяти

Страничные блоки - единицы физической памяти.

Х - обозначает не отображаемую страницу в физической памяти.

Страничное прерывание - происходит, если процесс обратился к странице, которая не загружена в ОЗУ (т.е. Х). Процессор передается другому процессу, и параллельно страница загружается в память.

Таблица страниц - используется для хранения соответствия адресов виртуальной страницы и страничного блока.

Таблица может быть размещена:

в аппаратных регистрах (преимущество: более высокое быстродействие, недостаток - стоимость)

Типичная запись в таблице страниц

Присутствие/отсутствие - загружена или незагружена в память

Защита - виды доступа, например, чтение/запись.

Изменение - изменилась ли страница, если да то при выгрузке записывается на диск, если нет, просто уничтожается.

Обращение - было ли обращение к странице, если нет, то это лучший кандидат на освобождение памяти.

Информация о адресе страницы когда она хранится на диске, в таблице не размещается.

Для ускорения доступа к страницам в диспетчере памяти создают буфер быстрого преобразования адреса, в котором хранится информация о наиболее часто используемых страниц.

Страничная организация памяти используется, и в UNIX, и в Windows.

Хранение страничной памяти на диске

Статическая область свопинга

После запуска процесса он занимает определенную память, на диске сразу ему выделяется такое же пространство. Поэтому файл подкачки должен быть не меньше памяти. А в случае нехватки памяти даже больше. Как только процесс завершится, он освободит память и место на диске.

На диске всегда есть дубликат страницы, которая находится в памяти.

Этот механизм наиболее простой.

Статический и динамический методы организации свопинга.

Динамическая область свопинга

Предполагается не выделять страницам место на диске, а выделять только при выгрузке страницы, и как только страница вернется в память освобождать место на диске.

Этот механизм сложнее, так как процессы не привязаны к какому-то пространству на диске, и нужно хранить информацию (карту диска) о местоположении на диске каждой страницы.

С понятием управления паметью в ОС связаны следующие технологии:

Функции управления памятью в ОС
Типы адресов
Методы распределения памяти в ОС
Принцип кэширования данных в ОС

Содержание

Функции управления памятью в ОС

Операционная система решает следующие задачи:

Отслеживание свободной и занятой памяти.
Выделение и освобождение памяти по запросам процессов.
Обеспечение настройки адресов.
Поддержка механизма виртуальной памяти

Типы адресов

Для идентификации переменных и команд используются символьные имена (метки), виртуальные адреса и физические адреса.

Символьные имена

Символьные имена присваивает пользователь при написании программы.

Виртуальные адреса

Виртуальные адреса вырабатывает компилятор. Так как не известно, в какое место оперативной памяти будет загружена программа, то компилятор присваивает переменным и командам виртуальные (условные) адреса, обычно считая по умолчанию, что программа будет размещена, начиная с нулевого адреса. Совокупность виртуальных адресов процесса называется виртуальным адресным пространством. Каждый процесс имеет собственное виртуальное адресное пространство.

Физические адреса

Физические адреса соответствуют номерам ячеек оперативной памяти, где в действительности расположены или будут расположены переменные и команды. Переход от виртуальных адресов к физическим может осуществляться двумя способами.

В первом случае замену виртуальных адресов на физические делает специальная системная программа - перемещающий загрузчик. Перемещающий загрузчик на основании имеющихся у него исходных данных о начальном адресе физической памяти, в которую предстоит загружать программу, и информации, предоставленной компилятором об адресно-зависимых константах программы, выполняет загрузку программы, совмещая ее с заменой виртуальных адресов физическими.

Второй способ заключается в том, что программа загружается в память в неизмененном виде в виртуальных адресах, при этом операционная система фиксирует смещение действительного расположения программного кода относительно виртуального адресного пространства. Во время выполнения программы при каждом обращении к оперативной памяти выполняется преобразование виртуального адреса в физический.

Второй способ является более гибким, он допускает перемещение программы во время ее выполнения, в то время как перемещающий загрузчик жестко привязывает программу к первоначально выделенному ей участку памяти. Вместе с тем использование перемещающего загрузчика уменьшает накладные расходы, так как преобразование каждого виртуального адреса происходит только один раз во время загрузки, а во втором случае - каждый раз при обращении по данному адресу.

Иногда (обычно в специализированных системах) заранее точно известно, в какой области оперативной памяти будет выполняться программа, и компилятор выдает исполняемый код сразу в физических адресах.

Читайте также: