Иерархия запоминающих устройств. Принцип кэширования данных

Память вычислительной машины представляет собой иерархию запоминающих устройств (внутренние регистры процессора, различные типы сверхоперативной и оперативной памяти, диски, ленты), отличающихся средним временем доступа и стоимостью хранения данных в расчете на один бит (рисунок 2.17). Пользователю хотелось бы иметь и недорогую и быструю память. Кэш-память представляет некоторое компромиссное решение этой проблемы.

Кэш-память - это способ организации совместного функционирования двух типов запоминающих устройств, отличающихся временем доступа и стоимостью хранения данных, который позволяет уменьшить среднее время доступа к данным за счет динамического копирования в " быстрое" ЗУ наиболее часто используемой информации из " медленного" ЗУ.

Кэш-памятью часто называют не только способ организации работы двух типов запоминающих устройств, но и одно из устройств - " быстрое" ЗУ. Оно стоит дороже и, как правило, имеет сравнительно небольшой объем. Важно, что механизм кэш-памяти является прозрачным для пользователя, который не должен сообщать никакой информации об интенсивности использования данных и не должен никак участвовать в перемещении данных из ЗУ одного типа в ЗУ другого типа, все это делается автоматически системными средствами.

Рассмотрим частный случай использования кэш-памяти для уменьшения среднего времени доступа к данным, хранящимся в оперативной памяти. Для этого между процессором и оперативной памятью помещается быстрое ЗУ, называемое просто кэш-памятью (рисунок 2.18). В качестве такового может быть использована, например, ассоциативная память. Содержимое кэш-памяти представляет собой совокупность записей обо всех загруженных в нее элементах данных. Каждая запись об элементе данных включает в себя адрес, который этот элемент данных имеет в оперативной памяти, и управляющую информацию: признак модификации и признак обращения к данным за некоторый последний период времени.

В системах, оснащенных кэш-памятью, каждый запрос к оперативной памяти выполняется в соответствии со следующим алгоритмом:

1. Просматривается содержимое кэш-памяти с целью определения, не находятся ли нужные данные в кэш-памяти; кэш-память не является адресуемой, поэтому поиск нужных данных осуществляется по содержимому - значению поля " адрес в оперативной памяти", взятому из запроса.
2. Если данные обнаруживаются в кэш-памяти, то они считываются из нее, и результат передается в процессор.
3. Если нужных данных нет, то они вместе со своим адресом копируются из оперативной памяти в кэш-память, и результат выполнения запроса передается в процессор. При копировании данных может оказаться, что в кэш-памяти нет свободного места, тогда выбираются данные, к которым в последний период было меньше всего обращений, для вытеснения из кэш-памяти. Если вытесняемые данные были модифицированы за время нахождения в кэш-памяти, то они переписываются в оперативную память. Если же эти данные не были модифицированы, то их место в кэш-памяти объявляется свободным.

На практике в кэш-память считывается не один элемент данных, к которому произошло обращение, а целый блок данных, это увеличивает вероятность так называемого " попадания в кэш", то есть нахождения нужных данных в кэш-памяти.

Покажем, как среднее время доступа к данным зависит от вероятности попадания в кэш. Пусть имеется основное запоминающие устройство со средним временем доступа к данным t1 и кэш-память, имеющая время доступа t2, очевидно, что t2< t1. Обозначим через t среднее время доступа к данным в системе с кэш-памятью, а через p -вероятность попадания в кэш. По формуле полной вероятности имеем:

t = t1((1 - p) + t2(p

Из нее видно, что среднее время доступа к данным в системе с кэш-памятью линейно зависит от вероятности попадания в кэш и изменяется от среднего времени доступа в основное ЗУ (при р=0) до среднего времени доступа непосредственно в кэш-память (при р=1).

В реальных системах вероятность попадания в кэш составляет примерно 0, 9. Высокое значение вероятности нахождения данных в кэш-памяти связано с наличием у данных объективных свойств: пространственной и временной локальности.

• Пространственная локальность. Если произошло обращение по некоторому адресу, то с высокой степенью вероятности в ближайшее время произойдет обращение к соседним адресам.
• Временная локальность. Если произошло обращение по некоторому адресу, то следующее обращение по этому же адресу с большой вероятностью произойдет в ближайшее время.

Все предыдущие рассуждения справедливы и для других пар запоминающих устройств, например, для оперативной памяти и внешней памяти. В этом случае уменьшается среднее время доступа к данным, расположенным на диске, и роль кэш-памяти выполняет буфер в оперативной памяти

Линукс-системы представляют собой модульные Unix-подобные операционные системы. В большей степени дизайн Линукс-систем базируется на принципах, заложенных в Unix в течение 1970-х и 1980-х годов. Такая система использует монолитное ядро Линукс, которое управляет процессами, сетевыми функциями, периферией и доступом к файловой системе.

Драйверы устройств либо интегрированы непосредственно в ядро, либо добавлены в виде модулей, загружаемых во время работы системы.

Отдельные программы, взаимодействуя с ядром, обеспечивают функции системы более высокого уровня. Например, пользовательские компоненты GNU являются важной частью большинства Линукс-систем, включающей в себя наиболее распространённые реализации библиотеки языка Си, популярных оболочек операционной системы, и многих других общих инструментов Unix, которые выполняют многие основные задачи операционной системы.

Графический интерфейс пользователя (или GUI) в большинстве систем Линукс построен на основе X Window System.

Интерфейс пользователя[править | править вики-текст]

См. также: Интерфейс пользователя

В Линукс-системах пользователи работают через интерфейс командной строки (CLI), графический интерфейс пользователя (GUI), или, в случае встраиваемых систем, через элементы управления соответствующих аппаратных средств.

Настольные системы, как правило, имеют графический пользовательский интерфейс, в котором командная строка доступна через окно эмулятора терминала или в отдельной виртуальной консоли.

Большинство низкоуровневых компонентов Линукс, включая пользовательские компоненты GNU, используют исключительно командную строку.

Командная строка особенно хорошо подходит для автоматизации повторяющихся или отложенных задач, а также предоставляет очень простой механизм межпроцессного взаимодействия.

Программа графического эмулятора терминала часто используется для доступа к командной строке с рабочего стола Линукс.

Линукс-системы обычно реализуют интерфейс командной строки при помощи оболочки операционной системы, которая также является традиционным способом взаимодействия с системой Unix.

Дистрибутивы, специально разработанные для серверов, могут использовать командную строку в качестве единственного интерфейса.

На настольных системах наибольшей популярностью пользуются пользовательские интерфейсы, основанные на таких средах рабочего стола как KDE Plasma Desktop, GNOME и Xfce^[51], хотя также существует целый ряд других пользовательских интерфейсов. Самые популярные пользовательские интерфейсы основаны на X Window System (часто просто «X» или «иксы»).

«X» предоставляет прозрачность сети и позволяет графическим приложениям, работающим на одном компьютере, отображаться на другом компьютере, на котором пользователь может взаимодействовать с ними^[52].

Другие графические интерфейсы, такие как FVWM, Enlightenment и Window Maker, могут быть классифицированы как простые менеджеры окон X Window System, которые предоставляют окружение рабочего стола с минимальной функциональностью.

Оконный менеджер предоставляет средства для управления размещением и внешним видом отдельных окон приложений, а также взаимодействует с X Window System.

Окружение рабочего стола включает в себя оконные менеджеры, как часть стандартной установки: (Metacity для GNOME, KWin для KDE, Xfwm для Xfce с 2010 года), хотя пользователь при желании может выбрать другой менеджер окон^[52]

Основу системы ввода-вывода ОС UNIX составляют драйверы внешних устройств и средства буферизации данных. ОС UNIX использует два различных интерфейса с внешними устройствами: байт-ориентированный и блок-ориентированный.

Любой запрос на ввод-вывод к блок-ориентированному устройству преобразуется в запрос к подсистеме буферизации, которая представляет собой буферный пул и комплекс программ управления этим пулом.

Буферный пул состоит из буферов, находящихся в области ядра. Размер отдельного буфера равен размеру блока данных на диске.

С каждым буфером связана специальная структура - заголовок буфера, в котором содержится следующая информация:

· Данные о состоянии буфера:

· занят/свободен,

· чтение/запись,

· признак отложенной записи,

· ошибка ввода-вывода.

· Данные об устройстве - источнике информации, находящейся в этом буфере:

· тип устройства,

· номер устройства,

· номер блока на устройстве.

· Адрес буфера.

· Ссылка на следующий буфер в очереди свободных буферов, назначенных для ввода-вывода какому-либо устройству.

Упрощенный алгоритм выполнения запроса к подсистеме буферизации приведен на рисунке 8.3. Данный алгоритм реализуется набором функций, наиболее важные из которых рассматриваются ниже.

Функция bwrite - синхронная запись. В результате выполнения данной функции немедленно инициируется физический обмен с внешним устройством. Процесс, выдавший запрос, ожидает результат выполнения операции ввода-вывода. В данном случае в процессе может быть предусмотрена собственная реакция на ошибочную ситуацию. Такой тип записи используется тогда, когда необходима гарантия правильного завершения операции ввода-вывода.

Функция bawrite - асинхронная запись. При таком типе записи также немедленно инициируется физический обмен с устройством, однако завершения операции ввода-вывода процесс не дожидается. В этом случае возможные ошибки ввода-вывода не могут быть переданы в процесс, выдавший запрос. Такая операция записи целесообразна при поточной обработке файлов, когда ожидание завершения операции ввода-вывода не обязательно, но есть уверенность в повторении этой операции.

Функция bdwrite - отложенная запись. При этом передача данных из системного буфера не производится, а в заголовке буфера делается отметка о том, что буфер заполнен и может быть выгружен, если потребуется освободить буфер.

Функции bread и getblk - получить блок. Каждая из этих функций ищет в буферном пуле буфер, содержащий указанный блок данных. Если такого блока в буферном пуле нет, то в случае использования функции getblk осуществляется поиск любого свободного буфера, при этом возможна выгрузка на диск буфера, содержащего в заголовке признак отложенной записи. В случае использования функции bread при отсутствии заданного блока в буферном пуле организуется его загрузка в какой-нибудь свободный буфер. Если свободных буферов нет, то также производится выгрузка буфера с отложенной записью. Функция getblk используется тогда, когда содержимое зарезервированного блока не существенно, например, при записи на устройство данных, объем которых равен одному блоку.

Рис. 8.3. Упрощенная схема выполнения запросов подсистемой буферизации

Таким образом, за счет отложенной записи в системном буферном пуле задерживается некоторое число блоков данных. При возникновении запроса к внешней памяти просматривается содержимое буферного пула. При этом вероятность обнаружения данных в системном пуле достаточно велика. Это обусловлено объективными свойствами пространственной и временной локальности данных. В соответствии с описанным алгоритмом буферизации, в системном буферном пуле оседает наиболее часто используемая информация. Таким образом, система буферизации выполняет роль кэш-памяти по отношению к диску. Кэширование диска уменьшает среднее время доступа к данным на диске, однако при этом снижается надежность файловой системы, так как в случае внезапной потери питания или отказа диска может произойти потеря блоков, содержащихся в системном буфере. Этот недостаток частично компенсируется регулярной (каждую секунду) принудительной записью всех блоков из системной области на диск.

Выше был описан механизм старого буферного кэша, использовавшегося в предыдущих версиях UNIX System V в качестве основного дискового кэша. В UNIX System V Release 4 используется новый механизм, основанный на отображении файлов в физическую память. Однако старый механизм кэширования также сохранен, так как новый кэш используется только для блоков данных файлов, но непригоден для кэширования административной информации диска, такой как inode, каталог и т.д.

Расположение данных в файле характеризуется их смещением от начала файла. Так как ядро ссылается на любой файл с помощью структуры vnode, то расположение данных в файле определяется парой vnode/offset. Доступ к файлу по адресу vnode/offset достигается с помощью сегмента виртуальной памяти типа segmap, который подобен сегменту segvn, используемому системой виртуальной памяти. Метод доступа к файлам, основанный на сегментах segmap, называется новым буферным кэшем. Этот способ кэширования использует модель страничного доступа к памяти для ссылок на блоки файлов. Размер страницы, используемой новым буферным кэшем, машиннозависим. Для отображения блоков файлов используется адресное пространство ядра, которое также как и пользовательское виртуальное пространство описывается структурой as. Одним из сегментов в адресном пространстве ядра является сегмент segkmap, который используется для страничного доступа к области файлов.