Тема: Файлы, отображаемые в память

⇐ ПредыдущаяСтр 17 из 17

Windows позволяет создавать файлы в оперативной памяти. Эти файлы могут быть копиями файлов, расположенных на диске (некоторые программы используют такой прием для ускорения доступа к файлам), а могут существовать и сами по себе, не имея аналогов на диске. Файлы, существующие только в памяти компьютера, могут использоваться программами для обмена данными между собой, ведь к таким файлам, как и к обычным, могут получить одновременный доступ несколько разных процессов. Файлы, отображаемые в память, можно рассматривать как область памяти, разделяемую несколькими процессами так, что данные, записанные в эту область одним процессом-участником, могут быть считаны остальными процессами.

Файлы, отображаемые в память (memory-mapped files, далее — MMF),
их использование может дать существенный прирост производительности по сравнению с обычной буферизированной работой с файлами.

Это механизм, который позволяет отображать файлы на участок памяти. Таким образом, при чтении данных из неё, производится считывание соответствующих байт из файла. С записью аналогично.

Что это даёт? Допустим, перед нами стоит задача обработки большого файла (несколько десятков или даже сотен мегабайт). Казалось бы, задача тривиальна — открываем файл, поблочно копируем из него в память, обрабатываем. При этом каждый блок копируется во временный кэш, затем из него в нашу память. И так с каждым блоком. Налицо неоптимальное расходование памяти под кэш + куча операций копирования. Что же делать? Тут-то нам на помощь и приходит механизм MMF. Когда мы обращаемся к памяти, в которую отображен файл, данные загружаются с диска в кэш, затем делается отображение кэша в адресное пространство нашей программы. Если эти данные удаляются — отображение отменяется. Таким образом, мы избавляемся от операции копирования из кэша в буфер. Кроме того, не нужно заботится по поводу оптимизации работы с диском — всю работу берёт на себя ядро ОС. Чтобы воспользоваться этой возможностью, мы должны сообщить ядру о нашем желании отобразить файл в память. Делается это с помощью функции mmap().

По сравнению с доступом к памяти, традиционный доступ к файлам выглядит запутанным и неудобным. По этой причине некоторые ОС, начиная с MULTICS, обеспечивают отображение файлов в адресное пространство выполняемого процесса. Это выражается в появлении двух новых системных вызовов: MAP (отобразить) и UNMAP (отменить отображение). Первый вызов передает операционной системе в качестве параметров имя файла и виртуальный адрес, и операционная система отображает указанный файл в виртуальное адресное пространство по указанному адресу.

Предположим, например, что файл f имеет длину 64 К и отображается на область виртуального адресного пространства с начальным адресом 512 К. После этого любая машинная команда, которая читает содержимое байта по адресу 512 К, получает 0-ой байт этого файла и т.д. Очевидно, что запись по адресу 512 К + 1100 изменяет 1100 байт файла. При завершении процесса на диске остается модифицированная версия файла, как если бы он был изменен комбинацией вызовов SEEK и WRITE.

В действительности при отображении файла внутренние системные таблицы изменяются так, чтобы данный файл служил хранилищем страниц виртуальной памяти на диске. Таким образом, чтение по адресу 512 К вызывает страничный отказ, в результате чего страница 0 переносится в физическую память. Аналогично, запись по адресу 512 К + 1100 вызывает страничный отказ, в результате которого страница, содержащая этот адрес, перемещается в память, после чего осуществляется запись в память по требуемому адресу. Если эта страница вытесняется из памяти алгоритмом замены страниц, то она записывается обратно в файл в соответствующее его место. При завершении процесса все отображенные и модифицированные страницы переписываются из памяти в файл.

Отображение файлов лучше всего работает в системе, которая поддерживает сегментацию. В такой системе каждый файл может быть отображен в свой собственный сегмент, так что k-ый байтв файле является k-ым байтом сегмента. На рисунке 2.38, а изображен процесс, который имеет два сегмента-кода и данных. Предположим, что этот процесс копирует файлы. Для этого он сначала отображает файл-источник, например, abc. Затем он создает пустой сегмент и отображает на него файл назначения, например, файл ddd.

С этого момента процесс может копировать сегмент-источник в сегмент-приемник с помощью обычного программного цикла, использующего команды пересылки в памяти типа mov. Никакие вызовы READ или WRITE не нужны. После выполнения копирования процесс может выполнить вызов UNMAP для удаления файла из адресного пространства, а затем завершиться. Выходной файл ddd будет существовать на диске, как если бы он был создан обычным способом.

Хотя отображение файлов исключает потребность в выполнении ввода-вывода и тем самым облегчает программирование, этот способ порождает и некоторые новые проблемы. Во-первых, для системы сложно узнать точную длину выходного файла, в данном примере ddd. Проще указать наибольший номер записанной страницы, но нет способа узнать, сколько байт в этой странице было записано. Предположим, что программа использует только страницу номер 0, и после выполнения все байты все еще установлены в значение 0 (их начальное значение). Быть может, файл состоит из 10 нулей. А может быть, он состоит из 100 нулей. Как это определить? Операционная система не может это сообщить. Все, что она может сделать, так это создать файл, длина которого равна размеру страницы.

Рис. 2.38. (а) Сегменты процесса перед отображением файлов в адресное пространство; (б) Процесс после отображения существующего файла abc в один сегмент и создания нового сегмента для файла ddd

Вторая проблема проявляется (потенциально), если один процесс отображает файл, а другой процесс открывает его для обычного файлового доступа. Если первый процесс изменяет страницу, то это изменение не будет отражено в файле на диске до тех пор, пока страница не будет вытеснена на диск. Поддержание согласованности данных файла для этих двух процессов требует от системы больших забот.

Третья проблема состоит в том, что файл может быть больше, чем сегмент, и даже больше, чем все виртуальное адресное пространство. Единственный способ ее решения состоит в реализации вызова MAP таким образом, чтобы он мог отображать не весь файл, а его часть. Хотя такая работа, очевидно, менее удобна, чем отображение целого файла.

Лекция 15. Тема: Прерывания

Прерывание – это прекращение выполнения текущей команды или последовательности команд для обработки некоторого события обработчиком прерывания, с последующим возвратом к выполнению прерванной программы. Прерывание основной программы может быть вызвано либо особой ситуацией, случившейся при выполнении программы, либо сигналом от внешнего устройства. Прерывания используются для обработки некоторого асинхронного события, возникающего при выполнении программы или взаимодействии с внешними устройствами. Система прерываний позволяет микропроцессору выполнять основную работу, не отвлекаясь на проверку состояния сложных систем при отсутствии такой необходимости, или прервать выполняемую работу и переключиться на анализ возникшей ситуации сразу после ее появления.

Любое событие, требующее прерывания, сопровождается специальным сигналом – запросом прерывания.

При поступлении запроса прерывания компьютер выполняет следующую последовательность действий:

1. Определение наиболее приоритетного запроса на прерывание(при одновременном поступлении нескольких запросов)

2. Определение типа выбранного запроса, то есть номера прерывания, используемого для определения адреса обработчика.

3. Сохранение текущего слова состояния процессора, то есть адреса следующей команды, состояния регистра флагов и т.д.

4. Определение адреса обработчика прерывания по его номеру и передача управления первой команде этого обработчика.

5. Выполнение обработчика прерывания.

6. Восстановление сохраненного слова состояния процессора.

7. Продолжение выполнения прерванной программы.

Этапы 1–4 выполняются аппаратными средствами ЭВМ автоматически при появлении запроса прерывания. Этап 6 также выполняется аппаратно по команде возврата из обработчика прерывания.

Обработчик прерывания должен выполнять действия, связанные с появлением запроса данного типа, и поместить адрес начала этой программы в специальной таблице адресов прерываний. Программа-обработчик, как правило, должна начинаться с сохранения состояния тех регистров процессора, которые будут ею изменяться, и заканчиваться восстановлением состояния этих регистров. Программа-обработчик должна завершаться специальной командой, указывающей процессору на необходимость возврата в прерванную программу. Прерывания делятся на аппаратные и программные.

Аппаратные прерывания используются для организации взаимодействия с внешними устройствами. Запросы аппаратных прерываний поступают на специальные входы микропроцессора.

Программные прерывания вызываются следующими событиями:

1. особый случай, возникший при выполнении команды и препятствующий нормальному продолжению программы (переполнение, нарушение защиты памяти, отсутствие нужной страницы в оперативной памяти и т.п.);

2. наличие в программе специальной команды прерывания INT n ( n — номер прерывания).

Прерывания характеризуются временем реакции и глубиной прерывания. Время реакции это время между появлением сигнала запроса прерывания и началом выполнения обработчика прерывания в том случае, если данное прерывание разрешено к обслуживанию.

Время реакции зависит от момента, когда процессор определяет факт наличия запроса прерывания. Опрос запросов прерываний может проводиться либо по окончании выполнения очередного этапа команды, либо после завершения каждой команды программы.

Первый подход обеспечивает более быструю реакцию, но при этом необходимо при переходе к обработчику прерывания сохранять большой объем информации о прерываемой программе, включающей состояние буферных регистров процессора, номера завершившегося этапа и т.д.

При возврате из обработчика также необходимо выполнить большой объем работы по восстановлению состояния процессора.

Во втором случае время реакции может быть достаточно большим. Однако при переходе к обработчику прерывания требуется запоминание минимального контекста прерываемой программы (обычно это счетчик команд и регистр флагов). В настоящее время в компьютерах чаще используется распознавание запроса прерывания после завершения очередной команды. Время реакции определяется для запроса с наивысшим приоритетом.

Глубина прерывания это максимальное число программ, которые могут прерывать друг друга. Глубина прерывания обычно совпадает с числом уровней приоритетов, распознаваемых системой прерываний.

Прерывания позволяют процессору более эффективно осуществлять обработку технических процессов, которые требуют выполнения в момент их поступления. Без механизма прерываний ЦП нужно было бы долгое время ожидать какого-то неотложного события, что сказалось бы на времени исполнении текущей программы.

1.2 Ввод-вывод по прерыванию

Методика программируемого ввода-вывода приводит не рациональному расходованию времени процессора, который фактически простаивает, выжидая, пока внешнее устройство завершит начатую операцию. В результате страдает производительность вычислительной системы.

Альтернативная методика предполагает, что процессор, дав команду модулю ввода-вывода на выполнение операции, сам переключается на выполнение какой-либо другой задачи или фрагмента программы. В свою очередь, модуль ввода-вывода, получив от процессора команду, выполняет необходимые операции и, завершив их, формирует сигнал запроса прерывания, который передается процессору и извещает его о том, что выполнение затребованной операции окончено. После этого процессор возвращается к выполнению ранее прерванной программы и, если это предусмотрено в программе, пересылает полученные данные в память.

Рассмотрим, как реализуется эта методика. Начнем с операций, выполняемых модулем ввода-вывода. При вводе данных модуль получает от процессора команду READ. Затем модуль самостоятельно выполняет все действия, необходимые для того, чтобы получить от внешнего устройства очередную порцию данных и записать ее в свой буфер. После этого модуль формирует сигнал запроса прерывания процессора на одной из линий управления системной магистрали и ждет, пока от процессора не поступит команда выставить содержимое регистра на линии данных. Когда такой сигнал поступает, модуль выставляет информацию на линии данных и после этого готов принять следующую команду обмена от процессора.

Участие процессора во всей этой процедуре выглядит следующим образом. Во-первых, процедура начинается по инициативе процессора, который передает модулю команду READ. После этого процессор может перейти к выполнению дальнейших инструкций программы, не связанных с затребованными данными (ответственность за то, что в этих инструкциях не используются данные, которые ожидается получить от внешнего устройства, возлагается на программиста), или вообще переключиться на выполнение другой программы. В конце каждого цикла выполнения инструкции процессор проверяет, не поступил ли сигнал запроса прерывания. Если окажется, что такой сигнал поступил от модуля ввода-вывода, процессор выполняет операции, сохраняющие текущий контекст выполняемой программы (т.е. состояние счетчика команд и внутренних регистров), и переключается на программу прерывания. Эта программа, в частности, может выполнять считывание данных с модуля ввода-вывода и передачу их в оперативную память. После завершения программы обработки прерывания процессор восстанавливает сохраненный контекст прерванной программы и возобновляет ее выполнение с той же точки, как будто никакого прерывания и не было.

Алгоритм ввода данных по прерыванию исключает простои процессора в ожидании завершения операции медленно работающим внешним устройством, а потому способствует эффективному использованию ресурсов процессора в интересах повышения производительности всей системы. Но, тем не менее, и эта процедура имеет резерв для повышения производительности, поскольку она предусматривает, что все данные, вводимые в систему или выводимые из нее на внешнее устройство, обязательно проходят через процессор.

1.3 Обработка прерывания

Рассмотрим более детально роль процессора в обработке прерывания ввода-вывода. Появление сигнала запроса прерывания запускает несколько процессов, часть которых реализуется аппаратными средствами, а часть — программными. На рисунке 1 представлен типичный алгоритм обработки прерывания.

Рисунок 1. Алгоритм обработки прерываний

После завершения модулем ввода-вывода заданной операции на аппаратном уровне выполняются следующие действия:

1. Модуль ввода-вывода формирует сигнал запроса прерывания, который предназначается процессору.

2. Процессор завершает выполнение текущей команды программы, прежде чем анализировать наличие сигнала запроса прерывания.

3. Процессор анализирует, не поступил ли сигнал запроса прерывания, обнаруживает его и посылает сигнал подтверждения тому модулю, который сформировал сигнал запроса. Получив сигнал подтверждения, модуль, инициировавший прерывание, снимает соответствующий сигнал с линии управления магистрали,

4. Процессор выполняет действия, предшествующие передаче управления по программе обработки прерывания. Прежде всего нужно позаботиться о сохранении текущего состояния процессора, что позволит в дальнейшем возобновить выполнение прерванной программы с той же точки. Здесь нужно обратить внимание на то, что в этот момент в счетчике команд процессора находится адрес команды, которая должна была бы выполняться процессором, если бы не произошло прерывание. Эту команду (а точнее, ее адрес) принято называть точкой прерывания, и она же является точкой возврата из прерывания. Поэтому процессор должен каким-то образом сохранить состояние счетчика команд, регистра состояния, который содержит слово состояния процессора PSW (processor status word). Как правило, эта информация помещается в системный стек.

5. Затем процессор загружает в счетчик команд начальный адрес программы (подпрограммы) обработки прерывания. В разных компьютерах и разных операционных системах эта операция выполняется по-разному. В одних — каждый источник прерывания (модуль ввода-вывода, вызвавший прерывание) имеет свою подпрограмму обработки, в других — прерывания разбиты на группы и каждая группа имеет свою программу обработки, а в третьих — вообще существует одна программа обработки всех прерываний, внутри которой происходит ветвление в соответствии с конкретным источником прерывания. Если архитектура системы предусматривает наличие множества подпрограмм обработки прерываний, то информацию о том, какую именно подпрограмму нужно вызывать в каждом конкретном случае, процессор должен получать вместе с самим сигналом запроса прерывания. Другой вариант процессор получает ее от устройства, инициировавшего прерывание, в ответ на сигнал подтверждения. Как только в счетчик команд будет помещен адрес подпрограммы, процессор начнет новый цикл выполнения команды. Первой фазой цикла будет извлечение команды, адрес которой находится в счетчике. В результате процессор приступит к выполнению заданной подпрограммы обработки прерывания. Что именно будет при этом сделано, определяет программист, который разработал подпрограмму.

6. Перед передачей управления подпрограмме обработки прерывания процессор аппаратными средствами выполнил сохранение счетчика команд и PSW в системном стеке. Но помимо этой информации для возобновления прерванной программы может потребоваться и восстановление состояния других регистров процессора. Поэтому, как правило, первые команды подпрограммы обработки сохраняют в стеке состояния всех остальных регистров процессора, поскольку они могут понадобиться самой подпрограмме и, следовательно, их содержимое к моменту завершения подпрограммы будет изменено. На рисунке 2а показано, что при этом происходит. В данном случае пользовательская программа была прервана в тот момент, когда выполняла команду, хранящуюся по адресу N. Аппаратно в стек помещается содержимое счетчика команд, каким оно было в момент завершения выполнения этой команды — N+1, а в счетчик команд заносится начальный адрес подпрограммы обработки Y. Сама подпрограмма затем помещает в стек содержимое регистров процессора, в результате чего указатель стека смещается и после завершения сохранения регистров будет указывать на ячейку Т.

7. После этого подпрограмма приступает к собственно обработке прерывания. Этот процесс, как правило, включает анализ состояния модуля ввода-вывода, вызвавшего прерывание, и прием или передачу порции данных Иногда в процессе обработки модулю посылаются другие команды или сообщения, в частности команды запуска следующего сеанса обмена, если передается большой блок данных.

8. После завершения обработки подпрограмма восстанавливает содержимое в регистрах, которое было сохранено в стеке в самом начале выполнения подпрограммы (рисунок 2б), и только после этого выполняет последнюю команду — команду возврата из прерывания.

9. Выполнение команды возврата из прерывания сводится к восстановление из стека слова состояния программы PSW и счетчика команд. В результате состояние регистров процессора полностью восстанавливается в том виде, каким оно было в момент обнаружения прерывания.

Очень важно перед началом обработки прерывания сохранить всю информацию, необходимую для продолжения выполнения прерванной программы. Прерывание может возникнуть в любой момент, и подпрограмме обработки прерывания абсолютно неизвестно, какую именно программу она прервала, какие регистры процессора эта программа использовала, а какие нет. Надежное функционирование вычислительной системы, имеющей дело с прерываниями, может быть гарантировано только, если аппаратными и программными средствами предусмотрено полное сохранение состояния системы в момент прерывания и последуют — его восстановление.

Рисунок 2. Изменение состояния памяти и регистров процессора в процессе обработки прерывания: а) — вход в подпрограмму обработки прерывания; б) — завершение подпрограммы обработки прерывания.

⇐ Предыдущая 8 9 10 11 12 13 14 15 1617