Основы AS/400

Одноуровневая память

Сегодня в компьютерной индустрии модны длинные адреса (в данном случае, «длинный» означает больше 32 разрядов). Практически все производители аппаратуры и ОС начали использовать их в своих продуктах, а в качестве стандарта для следующего поколения предусматривают 64 разряда. Переход на адреса большего размера стимулируется новыми приложениями, такими как хранилища данных, а также снижением цен на основную память. Заказчики отмечают значительное повышение производительности при использовании памяти большого размера, и размеры памяти, измеряемые гигабайтами, становятся обычным делом. 32-разрядный адрес, способный поддерживать размеры памяти только до 4 ГБ, быстро устаревает. Довольно долго процессоры AS/400 и их предшественники — процессоры System/38 — использовали 48-разрядные адреса. С переходом на RISC-процессоры размер адреса возрос до 64 разрядов.

Одноуровневая память с большими адресами — вероятно, один из самых известных компонентов AS/400, и редко какая презентация обходится без упоминания о ней. Это даже странно — ведь одноуровневая память не видима никому и ничему выше уровня MI: ни OS/400, ни прикладным программам, ни даже компиляторам. Она доступна только SLIC, а MI работает с объектами, используя для ссылок на них имена. Пространство — эквивалент памяти на уровне MI, но пространство не очень напоминает одноуровневую память.

Программы, и прикладные, и системные адресуют объекты при помощи 16-байтовых указателей; которые точнее было бы называть 128-разрядными (их используют все прикладные программы с момента появления System/38 в 1978 году). Но не все разряды: этого указателя используются, поэтому AS/400 обычно не называют 128-разрядным компьютером. Указатель содержит 64-разрядный адрес одноуровневой памяти, а также несколько разрядов дескриптора и неиспользуемые разряды, зарезервированные для будущих расширений.

Возможно, нам следует называть AS/400 128-разрядной системой — согласитесь, это было бы неплохой рекламой. Ведь называет же Digital свой процессор Alpha 64-разрядным, хотя он реализует лишь 41-разрядные адреса! HP также не использует для адреса все 64 разряда в своем процессоре PA RISC 2.0. И все же, я полагаю, мы лучше будем пока говорить о 64 разрядах — по крайней мере, до тех пор, пока до уровня IBM не подтянутся остальные. Кроме того, 64 разряда уже и так дают очень большое адресное пространство.

«Но насколько большое?» — спросите Вы.

Сколько байтов адресуют 64 разряда

Ответ: 16 экзабайтов, что равно примерно 18,4 квинтиллионам байтов (или точнее 18 446 744 073 709 551 616 байтов).

Большинство людей не в состоянии представить себе такое число. Как я уже упоминал, число байтов, которые могут быть адресованы с помощью 48 разрядов, примерно равно числу миллиметров расстояния от Земли до Солнца и обратно. Но для 64 разрядов нужна новая аналогия.

Ричард Рубин, чьи замечания чрезвычайно помогли в работе над этой книгой, напомнил мне историю, рассказанную Джорджем Гамовым (George Gamow) в книге «One, Two, Three, Infinity». Однажды индийский шах Ширхам пожелал вознаградить своего великого визиря Сисса Бен Дахира за изобретение шахмат. Визирь попросил шаха положить на первую клетку шахматной доски одно зерно пшеницы, на вторую — два, на третью — четыре, на четвертую — восемь и так далее, удваивая число на каждой клетке, пока все 64 клетки не будут заполнены. Общее число зерен должно было бы составить 264 — 1. Гамов подсчитал, что если бушель[ 61 ] пшеницы содержит 5 миллионов зерен, то для покрытия всей доски потребовалось бы 4 триллиона бушелей. Когда Гамов писал свою книгу в 1946 году, мировое производство пшеницы составляло 2 миллиарда бушелей в год. При сохранении производства на том же уровне, всему миру потребовалось бы две тысячи лет, чтобы вырастить требуемое количество зерен.

Для тех, кто предпочитает аналогию с миллиметрами, 18 квинтиллионов — это примерно вдвое больше числа миллиметров в световом годе, и всего лишь немногим меньше половины расстояния до Альфы Центавра (ближайшей к Солнечной системе звезде). Ясно, что если мы начнем измерять астрономические расстояния в миллиметрах, то нам потребуется более 64 разрядов. А 128-разрядный указатель дает нам...

Так что какие бы аналогии мы не проводили, и как бы себе все это не представляли, 64-разрядная адресация предоставляет огромные возможности.

Виртуальная память

Одноуровневая память AS/400 получила свое имя в честь первопроходцев разработки виртуальной памяти в 60-х годах. Чтобы понять происхождение этого термина, необходимо углубиться в историю.

Впервые виртуальная память появилась в компьютере Atlas, созданном в 1961 в английском городе Манчестере (Manchester). В те годы для изготовления памяти использовалась очень дорогостоящая технология магнитных сердечников. Большим программам требовалось много памяти, зачастую больше, чем было на компьютере. Чтобы программа могла поместиться в памяти, приходилось разбивать ее на малые фрагменты и хранить на магнитных дисках или барабанах.

Магнитные барабаны были популярны в начале 60-х годов. Барабан похож на жесткий диск, но у него по одной головке чтения/записи на каждую дорожку. В то время барабаны обеспечивали более высокую производительность по сравнению с дисками, так как исключалось время позиционирования головки на дорожку. С сокращением времени позиционирования барабаны вышли из употребления.

При разбиении больших программ на малые фрагменты управление памятью требовало от программиста больших усилий. Если фрагмент программы, который должен был исполняться, находился вне памяти, то программист вставлял команды считывания этого фрагмента в память с диска или барабана. Фрагменты программы назывались оверлеями (overlays), и значительная часть программирования заключалась в создании и управлении ими. Виртуальная память смогла устранить эту проблему. Память увеличилась, и программисты могли больше не беспокоиться о том, поместится ли в нее программа. Управление перемещением данных и программ в большой виртуальной памяти взяла на себя ОС.

В 1962 году Т. Д. Килбурн (T.D. Kilburn) с соавторами написал свою статью, посвященную системе памяти компьютера Atlas. В статье были такие слова: «. Система представляет программисту комбинацию память-барабан в виде одноуровневой памяти. Необходимое перемещение данных выполняется автоматически»[ 62 ].

Виртуальная память для систем разделения времени

В связи с появлением в конце 60-х годов систем разделения времени — раннего этапа эволюции мультипрограммных ОС — многие производители компьютеров приняли виртуальную память на вооружение. При мультипрограммировании системная память разделена на несколько порций, в каждой из которых находится некоторая программа. Пока одна из программ ожидает завершения операции ввода-вывода, другая может использовать процессор. Если в памяти находится достаточное количество программ, то можно обеспечить постоянную загруженность процессора. Мультипрограммные ОС занимались тогда преимущественно пакетной обработкой.

Разделение времени — это разновидность мультипрограммирования, когда у каждого пользователя есть подключенный к компьютеру терминал. Так как при этом пользователи интерактивны (то есть программа управляется командами пользователя за терминалом), то на «раздумья» пользователей уходит какое-то время. Соответственно снижается загрузка процессора. Компьютер такого типа поддерживает больше пользователей, так что в памяти одновременно находится довольно много фрагментов программ. Интерактивным пользователям требуется быстрое время отклика, так что эффективное управление множеством фрагментов программ критически важно. Именно его и должна была обеспечить виртуальная память.

В основе систем разделения времени лежала возможность аренды времени центрального компьютера отдельными пользователями из разных организаций. Такой подход был популярен, так как большинство малых фирм не могли позволить себе собственный компьютер. Разделение времени предоставляло им ресурсы большого компьютера за часть цены. Так как пользователи компьютера представляли разные организации, совместное использование информации ими не требовалось.

Поддерживая разделение времени, системы виртуальной памяти предоставляли каждому пользователю отдельное адресное пространство. Адресные пространства разных пользователей были изолированы друг от друга, что в определенной степени обеспечивало защиту. При переключении ресурсов компьютера на выполнение программы другого пользователя использовалось новое адресное пространство. Такая операция называлась переключением процессов, где процесс рассматривался как единица работы в системе, выполняемая для пользователя.

В прошлом переключение процессов было связано с большими накладными расходами. Нужно было изменить таблицы памяти, очистить регистры и загрузить новые данные. Выполнение всех этих действий требовало большого числа команд процессора, и явно чрезмерных затрат времени. Тогда, в конце 60-х, многие искали способы упростить эту операцию и повысить ее эффективность[ 63 ].

К сожалению, разработчики систем разделения времени решили вынести файловую систему за пределы виртуальной памяти. Они создали два места хранения данных и программ: виртуальную память и файловую систему. В подобной архитектуре данные и программы могут использоваться или изменяться, только если находятся в виртуальной памяти. То есть, прежде чем что-либо сделать, данные и программы нужно переместить в виртуальную память.

Менеджер файлов обычной системы поддерживает каталог, связывающий имена файлов с местоположением на диске данных, которые в них содержатся. Менеджер файлов предоставляет некий интерфейс, позволяющий программе открыть файл. Затем данные копируются в буферы памяти, обычно являющиеся частью виртуальной памяти. После этого данные могут использоваться и обрабатываться. Когда программа завершает работу с данными, выполняется операция закрытия, переносящая данные из виртуальной памяти обратно в файловую систему.

Простой и знакомый большинству из нас пример подобного механизма — использование текстового процессора на ПК. Сначала пользователь открывает файл, содержащий нужный документ, а затем наблюдает мигание индикатора жесткого диска, пока документ считывается в память. На самом деле, документ сначала переносится в виртуальную память, а затем частично — в реальную память. Когда-то раньше, при конфигурировании ОС нашего ПК, мы определяли размер места на жестком диске, зарезервированный для виртуальной памяти. В мире ПК это пространство иногда называется файлом подкачки. Прокручивая текст на экране, пользователь снова видит, как мигает индикатор жесткого диска. По мере необходимости, новые фрагменты документа считываются в память из зарезервированного пространства на диске.

Операция открытия файла создает копию документа. Оригинал же по-прежнему находится на жестком диске в неизменном виде. Копия располагается в дисковом пространстве, зарезервированном под виртуальную память. Менеджер виртуальной памяти и ОС автоматически переносят фрагменты документа по мере необходимости из зарезервированной дисковой области в память, а когда надобность в них отпадает — возвращают обратно. Фактически, если учесть копию в памяти, некоторые фрагменты документа существуют в трех копиях.

Когда пользователь заканчивает редактирование и сохраняет документ, текстовый процессор запрашивает, сохранить ли изменения. Другими словами, нужно ли записать обновленную в виртуальной памяти копию обратно в файл на диске для постоянного хранения. Если ответ утвердительный, то копия из виртуальной памяти замещает копию на диске.

Одноуровневая виртуальная память

В только что описанной реализации виртуальной памяти программист имеет дело с двумя уровнями хранилища: файловая система и виртуальная память разделены. Двухуровневая система хранения вызывает дополнительные накладные расходы. Открытие файла связано с записью на диск в файлы подкачки, а закрытие — требует записи обратно на место постоянного хранения.

Сам собой напрашивается альтернативный вариант — работать только с одной копией файла. Ведь если нет двух отдельных копий, то не нужно резервировать пространство на диске для файла подкачки. При таком подходе вся файловая система становится частью виртуальной памяти. Менеджер файлов по-прежнему ведет справочник, но теперь он связывает имя файла с местом в памяти, где находятся данные файла. При открытии и закрытии файла не требуется копировать весь файл из его постоянной области хранения на диске. В буфер памяти копируется только та порция (или запись) с которой пользователь в данный момент работает. Часто говорят и так: файлы всегда используются там же, где хранятся. Все это позволяет повысить общую производительность системы.

Одноуровневая память — это именно то, что ставили своей целью создатели первой виртуальной памяти, и именно эта модель была реализована в System/38. В честь первооткрывателей мы решили назвать нашу виртуальную память одноуровневой памятью.

И двухуровневая виртуальная память, и одноуровневая используются как буфер. Процессоры могут работать только с данными в памяти, но не на диске. Отличие одноуровневой схемы в том, что память в ней — кэш для всего дискового пространства, а не только для зарезервированной области диска. Кроме того, после изменения файла одним пользователем, это изменение немедленно становится видимым всем остальным, работающим с тем же файлом.

Недостаток одноуровневой памяти — большой размер адреса. Адрес должен быть достаточно велик, чтобы покрывать все подключенное к системе дисковое пространство. Возьмем 32-разрядный адрес, используемый во многих современных системах. С его помощью можно адресовать до 4 ГБ, что совершенно недостаточно для адресации всего дискового пространства даже на большом ПК. Таким образом, обычные системы просто вынуждены копировать дисковые данные в свои относительно небольшие виртуальные памяти и обратно.

Чтобы устранить это ограничение, в System/38 и первые модели AS/400 был включен 48-разрядный адрес. Теперь AS/400 использует 64-разрядный адрес и для будущих расширений предусмотрены дополнительные разряды адреса. Хоть все это и связано с аппаратными затратами, последние вполне компенсируются возможностями по совместному использованию данных и ростом производительности.

Постоянная виртуальная память

Размер адреса AS/400 значительно превышает необходимый для покрытия всего дискового пространства. Причина такого положения — другая характеристика одноуровневой памяти, называемая постоянством (persistence). Мы уже говорили об этом в главе 5, посвященной объектам. Объект, обладающий постоянством, остается в памяти системы вечно, даже после своего разрушения, и виртуальное адресное пространство такого постоянного объекта никогда не используется повторно. При разрушении постоянного объекта освобождается все занятое им дисковое пространство, за исключением заголовков. Освобожденное дисковое пространство затем используется для других объектов.

То, что виртуальное адресное пространство повторно не используется, устраняет многие проблемы защиты и целостности. Если постоянный объект разрушен и его адресное пространство использовано повторно другим объектом, то любой, у кого был разрешенный указатель на старый объект, сможет адресовать новый объект. Так как указатели могут храниться в памяти где угодно, то большинство схем «сборки мусора» для поиска указателей уничтоженных объектов слишком сложны. В AS/400 же применяется достаточно большой адрес и адресное пространство постоянных объектов повторно не используется. Так что «сборка мусора» в этой системе не нужна.

Большинство обычных систем виртуальной памяти борются со «сборкой мусора» другим способом. В ранних схемах виртуальной памяти (по-прежнему используемых некоторыми ОС ПК), каждому пользователю выделяется отдельное виртуальное адресное пространство. Когда пользовательский процесс прекращает свое существование, то же происходит и с его виртуальной памятью. Сохранить адрес где-либо в системе нельзя. Единственное место разделения данных — файловая система, где виртуальная адресация не используется.

Для большинства многопользовательских ОС, таких как Unix, подобная реализация неприемлема. Вместо того, чтобы предоставить пользовательской программе возможность прямой адресации виртуальной памяти, такие системы передают программе адрес, который перед использованием транслируется в виртуальный аппаратно. В архитектуре PowerPC такой адрес называется эффективным. Как мы увидим далее, эффективный адрес позволяет добиться некоторого уровня разделения памяти, но за счет больших накладных расходов.

Виртуальная память в таких системах логически подразделяется на сегменты — блоки последовательных байтов памяти. Эффективный адрес задает один из таких сегментов. Обычно трансляция эффективного адреса в виртуальный использует несколько (от 4 до 16) регистров микросхемы процессора, которые называются сегментными регистрами. Каждый сегментный регистр содержит виртуальный адрес одного из сегментов памяти. Часть старших разрядов эффективного адреса задают один из сегментных регистров. Остальные же задают байт внутри сегмента (и называются смещением в сегменте). Так как эффективный адрес содержит смещение внутри сегмента виртуального адреса, то данный тип адресации иногда называется адресацией относительно сегмента.

Проще всего представить себе эффективный адрес как подмножество виртуального адреса большего размера. Пользовательская программа может напрямую адресовать лишь несколько сегментов виртуальной памяти — те, чьи адреса загружены в сегментные регистры. Программа может запросить у ОС перезагрузку системных регистров, что позволит ей получить доступ к другим сегментам, но по-прежнему будет работать лишь с небольшой частью виртуальной памяти. Например, на некоторых процессорах Intel — лишь четыре сегментных регистра, что позволяет работать только с четырьмя сегментами одновременно, тогда как некоторые ранние процессоры RS/6000 использовали 16 таких регистров, но все равно могли адресовать лишь небольшую часть общей памяти.

В архитектуре PowerPC мы избавились от сегментных регистров и заменили их специальной таблицей в памяти, так называемой таблицей сегментов. Это дает пользовательским программам доступ к гораздо большему числу сегментов, чем регистровая реализация. Каждая запись таблицы сегментов по-прежнему содержит виртуальный адрес одного из сегментов виртуальной памяти. Эффективный адрес, используемый программой, теперь задает запись таблицы сегментов и байтовое смещение в сегменте. Две программы могут использовать совместно один и тот же виртуальный адрес, если они обращаются к одной и той же записи в таблице сегментов, или если тот же самый виртуальный адрес хранится в нескольких записях таблицы.

В случае адресации относительно сегмента, пользовательской программе виден только эффективный адрес, и таким образом, она не может сохранить где-либо виртуальный адрес. Трансляция эффективного адреса в виртуальный требует дополнительных накладных расходов, но зато виртуальные адреса защищены и не нужна «сборка мусора». Так как только ОС может изменять значения сегментных регистров, то в определенной степени контролируется, какие сегменты пользовательская программа может использовать и разделять с другими программами.

Поскольку эффективный адрес содержит только идентификацию записи таблицы сегментов и смещение адреса, постольку эффективный адрес имеет меньше разрядов, чем виртуальный. Именно благодаря тому, что виртуальный адрес не ограничен размером регистров процессора, 32-разрядный процессор с 32-разрядным виртуальным адресом может поддерживать большее виртуальное адресное пространство. Но даже и в этом случае, эффективный адрес может адресовать лишь подмножество адресного пространства без перезагрузки ОС сегментных регистров. Кроме того, хотя виртуальный адрес может иметь длину более 32 разрядов, отдельная операция по-прежнему использует только 32 разряда адреса. Таким образом, ограничение в 4 ГБ по-прежнему сохраняется, независимо от того, сколько разрядов в виртуальном адресе. Это объясняет, почему даже системы, поддерживающие большие виртуальные адреса, переходят с 32- на 64-разрядные процессоры.

Теперь сопоставим рассмотренную нами адресацию относительно сегмента с одноуровневой памятью AS/400. Одноуровневая память и виртуальные адреса располагаются ниже MI и не видны пользователю. Таким образом, для защиты адресов не требуется дополнительный уровень трансляции (эффективного адреса в виртуальный), она осуществляется с помощью указателей. Защищая указатели (с помощью разрядов тега), не надо идти на дополнительные накладные расходы, связанные с загрузкой и сохранением таблиц сегментов для каждой программы.

Как уже упоминалось при обсуждении структуры объектов, в AS/400 одноуровневая память также разделена на сегменты. Важно то, что при использовании одноуровневой памяти большой адрес AS/400 (48 и 64-разрядный) позволяет программе ниже MI адресовать любой сегмент всего адресного пространства, а не только подмножество сегментов, как в модели адресации относительно сегмента. Программа может обращаться ко всей виртуальной памяти, а сама виртуальная память может быть разделяемой без каких-либо накладных расходов.

Что такое одноуровневая память

Прежде чем погрузиться внутрь одноуровневой памяти, давайте попытаемся осмыслить общую картину, рассмотрев ее концепции и компоненты. Затем обсудим, почему одноуровневая память столь важна для AS/400 и разберем некоторые детали ее работы, взяв в качестве примера программу, выполняющую последовательное чтение индексированного файла базы данных (READ на ЯВУ или FETCH в SQL). В рамках этого примера мы разберем использование нескольких объектов: программы, индекса, курсора, области данных и др. Некоторые из них находятся в памяти, а некоторые нет.

Начнем с краткого обзора адресации этих и любых других объектов. Над MI нет различий между памятью и диском (или другим вспомогательным хранилищем). OS/ 400 работает только с объектами, их именами и открытым содержимым. MI работает со своими объектами — декомпозицией объектов OS/400 — с помощью их идентификаторов (указателей). Других способов задания объектов на уровне MI нет.

Программы, курсоры, области данных и другие объекты могут быть найдены простым указанием их имени. Чтобы использовать объект как ресурс, исполняющейся программе нужно «знать» только его имя и тип (как Вы помните, указание библиотеки необязательно, так как если она не задана, то будет просматриваться список библиотек). Имя объекта сразу же отображается в виртуальный адрес. Виртуальные адреса всех поименованных объектов находятся в библиотеках. Данный адрес помещается в указатель в процессе операции разрешения (описывалась в главе 5). Таким образом, системный указатель содержит виртуальный адрес заголовка объекта, который, в свою очередь, может содержать указатели на другие части данного объекта OS/400 и связанных с ним объектов MI.

Для обращения к данным объекта, или для исполнения команд программы, они должны быть перенесены в память. В нашем примере последовательного чтения базы данных, фрагмент программы, содержащий команды на выполнение чтения, должен быть перенесен с диска в память, прежде чем команды исполнятся. Такой перенос с диска в память происходит ниже уровня MI, так как MI не различает диск и память.

Можно считать, что все объекты находятся в памяти. То, что размер физической памяти слишком мал для хранения всех объектов — ограничение современных аппаратных технологий. Когда требуется фрагмент объекта, которого в памяти нет, этот отсутствующий фрагмент переносится и замещает некоторую неиспользуемую часть памяти. Можно также для наглядности представлять себе память как набор экранов, используемых для просмотра огромного пространства, содержащего все объекты. Процесс переноса страниц в память и из нее тогда будет выглядеть как изменения изображений на одном или нескольких экранах.

Рисунок 8.1 иллюстрирует отображение объектов на виртуальные адреса ниже уровня MI. Физическое расположение разных фрагментов объектов здесь показано на примере двух: программы и пространства. Для простоты восприятия даны очень маленькие объекты, но концепция неизменна для объектов любого размера. Кроме того, на рисунке изображены два основных компонента управления памятью SLIC: управление вспомогательной памятью и управление основной памятью. Вкратце, их функции таковы: управление вспомогательной памятью распределяет виртуальным адресам объекта дисковое пространство, а управление основной памятью руководит перемещениями между дисковой и основной памятью.

Рисунок 8.1. Объекты в одноуровневом хранилище

На рисунке видно, что память состоит из соответствующих экранам из предыдущей аналогии, страничных фреймов (их называют так, потому что они содержат страницы), размер которых на машинах IMPI был равен 512 байтам, а теперь на PowerPC — 4 КБ (4 096 байтов). Объект на диске разделен на страницы того же размера, что и страницы памяти. Со страницей диска связан виртуальный адрес объекта. Он может обозначать любой байт в пространстве объекта, и следовательно, указывать в середину страницы. Большой объект может занимать несколько страниц, но система спроектирована так, что на странице не могут содержаться части более чем одного объекта.

Удивительно, но мне часто задают вопрос: «Для чего нужна виртуальная адресация до байта? Почему не адресовать просто объекты, как это делают команды MI?». Для полного ответа, необходимо начать с того, что AS/400 (как CISC, так и RISC-мо-дели) работают на самых обычных процессорах, получающих команды и данные из памяти. Механизм адресации процессора, показанный на рисунке 8.1, ничего «не знает» об объектах. Системные объекты MI находятся в памяти, и процессор использует побайтную адресацию для получения информации о них: записей файла, команд программы и т. д. Процессор IMPI использует для доступа к памяти 48-разрядный виртуальный адрес, транслируя его в реальный; процессор PowerPC — эффективные адреса, которые транслирует сначала в виртуальные, а потом в реальные адреса. В обоих процессорах адреса следующей команды и используемых данных хранятся в аппаратных регистрах.

Страница, перенесенная в память одним процессом (заданием), становится доступной любому другому. Множество заданий могут использовать команды программ совместно. Записи, считанные из базы данных последними, вероятно, все еще находятся в памяти. Объем дискового ввода-вывода значительно сокращается при многократном считывании одних и тех же записей. Предположим, что в нашем примере чтения базы данных используется индекс, разделяемый с другими пользователями системы. Если этот индекс был недавно считан одним из них, то часть или весь индекс, вероятно, все еще в памяти, и не нужно ждать выборки страниц индекса с диска. В обычной системе с более ограниченными возможностями разделения данных в память пришлось бы перенести новую копию индекса, несмотря на то, что одна там уже есть.

Получив виртуальный адрес, аппаратура сначала проверяет, не присутствует ли уже соответствующая страница в памяти. Если она там, то она и используется. Если нет, то отсутствующая страница будет считана с диска.

Трансляция виртуального адреса в реальный состоит в поиске в страничной таблице, расположенной в памяти, страничного фрейма, соответствующего виртуальному адресу. Аппаратный просмотр таблицы страниц в поисках группы записей PTEG (page table entry group) ведется с помощью алгоритма хеширования (описывается далее в этой главе). Каждая PTEG содержит восемь записей таблицы страниц, которые просматриваются по одной. Если заданная страница не найдена, то происходит страничная ошибка — аппаратное прерывание, по которому управление основной памятью SLIC определяет дисковый адрес, соответствующий виртуальному, и обращается к процессору ввода-вывода с просьбой прочитать страницу с диска.

Для ускорения поиска страниц, использовавшихся последними, процессор содержит набор регистров, называемый справочным буфером трансляции TLB (translation lookaside buffer), где запоминаются последние использовавшиеся записи таблицы страниц. Так как регистры TLB встроены в процессор, то загрузка из памяти, где расположена таблица страниц, при обращении виртуальному адресу недавно использованной страницы, не требуется. Если же виртуального адреса в TLB нет, то на следующей стадии процесса трансляции аппаратура обращается к таблице страниц.

Процессоры PowerPC, используемые в последних моделях AS/400, могут также работать в режиме неактивных тегов. Данный режим никогда не используется OS/400, но для полноты описания поговорим и о его адресации. Итак, если процессор PowerPC работает в режиме неактивных тегов, то аппаратура сначала обращается к справочному буферу сегментов SLB (segment lookaside buffer) — другому набору регистров микросхемы процессора, содержащему использованные последними фрагменты таблицы сегментов. Если совпадения в регистрах SLB не найдено, то аппаратура обращается к таблице сегментов в памяти перед тем, как обратиться к регистрам TLB и таблице страниц. Другими словами, в режиме неактивных тегов процесс трансляции адресов трехшаговый: эффективный — виртуальный — реальный.

Для сообщения процессору ввода-вывода о страничной ошибке SLIC использует адрес другого типа, называемый адресом прямого сохранения (direct store address). Такие адреса употребляются при взаимодействии с любым внешним устройством. Они начинаются с шестнадцатиричного значения 801. Часть адреса прямого сохранения передается непосредственно процессу, управляющему внешним устройством.

Когда страница переносится с диска, она замещает в памяти страницу, которая давно не использовалась. С любой страницей связаны специальные разряды, которые устанавливаются при каждом обращении к ней. Измененные страницы также помечаются, чтобы в случае замещения в памяти они были записаны обратно на диск.

Память содержит команды программ, данные и указатели. Под данными здесь понимается все, что не является исполняемой командой или указателем: все объекты OS/400, кроме объектов-программ, а также неисполняемые части объектов-программ. Сравните этот подход с подходом команды «WRSYSSTS» (Work With System Status), которая различает только страничные ошибки, связанные с работой базы данных, и все остальные. Страничные ошибки базы данных относятся только к физическим и логическим файлам. Прочие страничные ошибки, такие как ошибки для программы, курсора или любого пространства из нашего примера последовательного чтения относятся ко все остальным.

Ранее мы рассмотрели страничные ошибки. Для считывания страницы с диска не обязательно ждать, пока такая ошибка произойдет. Любой компонент SLIC или любая транслированная программа MI может запросить у управления главной памятью SLIC явный перенос (считывание) в память диапазона виртуальных страниц (одной или более). Функционально явный перенос страниц в память не нужен, так как требуемые страницы всегда будут перенесены по страничной ошибке, но тогда процесс, вызывавший ее, ожидает завершения чтения с диска. Запрос на операцию переноса до того, как страницы фактически потребуются, позволяет выполнять операции дискового чтения параллельно с другой обработкой. Таким образом, явные переносы снижают временные затраты и повышают производительность.

Возможно также явное создание очищенных страничных фреймов в памяти. Запрос на очистку, переданный управлению главной памятью, расписывает один или несколько страничных фреймов в памяти двоичными нулями. Эта операция полезна, например, в тех случаях, когда буфер заполняется новыми данными и текущее содержимое диска Вас не интересует. Вместо чтения страниц буфера, как в результате отдельных страничных ошибок, так и с помощью переноса, операция очистки позволяет обнулить страничные фреймы без обращения к диску.

При запросе на перенос или очистку может быть выбран параметр обмена. Он задает диапазон виртуальных страниц, которые компонент управления главной памятью SLIC может использовать для замещения вместо выбранных по нормальному алгоритму. Обмен применяется для того, чтобы не удалять из памяти страницы, к которым постоянно обращаются, и не заменять их страницами, которые вряд ли будут нужны больше одного раза. Обмен полезен и в том случае, когда значительное число страниц переносится в небольшую память или небольшой пул памяти. (Память часто разделяется на несколько пулов меньшего размера и вся подкачка страниц для данного процесса выполнятся в одном пуле. Подробнее о пулах — в главе 9.).

В запросе на перенос или очистку также можно указать, что одну или несколько страниц следует зафиксировать в памяти. Фиксированная страница становится резидентной и не будет удалена из памяти или записана обратно на диск вплоть до отмены этого распоряжения. Некоторые структуры данных SLIC, такие как элементы диспетчеризации, используемые в управлении процессами, всегда резидентные. Для ввода-вывода на виртуальную страницу и обратно, они должна быть зафиксированы, так как при перемещении данных по шине ввода-вывода используется реальный адрес фрейма страницы. Режим фиксации снимается отдельным запросом к управлению памятью.

Дополняет перенос и очистку страниц возможность сбросить (переписать) одну или нескольких страниц на диск. Сброс имеет смысл только тогда, когда страница в памяти были изменена, то есть копия страницы на диске неактуальна. В отличие от переноса и очистки, которые не являются функционально необходимыми (эти задачи выполнит обработка страничной ошибки), сброс иногда необходим, например, при журналировании базы данных. В этом случае компонент базы данных в SLIC должен гарантировать, что записи журнала в журнальном пространстве записаны на диск, причем он обязан использовать функцию сброса, не дожидаясь, пока страницы журнального пространства будут записаны на диск в результате страничных ошибок. Кроме того, сбросом можно снять фиксацию в памяти одной или нескольких страниц.

Наконец, страничные фреймы могут быть удалены из памяти без записи обратно на диск. Функциональных причин для удаления страниц нет, но это полезно, так как устраняет последующие операции записи на диск, например, если буфер памяти был опустошен и данные в нем больше не нужны.

Процессор PowerPC имеет отдельные кэши данных и команд, играющие роль буфера между основной памятью и процессором. По сути дела кэши — это регистры на микросхеме процессора, обеспечивающие быстрый доступ к недавно использовавшимся командам или данным. В AS/400 часть виртуальных адресов используется для доступа к кэшам.

Указатели должны быть защищены от повреждений. Программа пользователя, работающая на уровне MI, вполне способна изменить указатель, так как указатели хранятся в ассоциированном пространстве объектов MI вместе с другими структурами, к которым программа должна иметь доступ. Значения указателей также могут быть разрушены физическими явлениями, такими как флуктуации напряжения. Если указатель изменен «незаконно» (то есть не процедурой SLIC с помощью команды, недоступной непосредственно в MI), а каким-либо иным способом, то аппаратура сбрасывает разряд тега, делая тем самым указатель недействительным.

Все временные и постоянные объекты подлежат страничному обмену (переносу их на диск и обратно в память по мере необходимости). Некоторые структуры (таблица страниц) и программы SLIC не откачиваются; они загружаются в процессе IPL и должны находиться в памяти постоянно. Их адреса не требуют трансляции, так как виртуальные адреса подобных структур или команд — реальные адреса памяти. Такого рода адреса всегда начинаются с шестнадцатиричного 800.

Теперь, после краткого обзора, перейдем к детальному рассмотрению этих тем: разберем подробно влияние одноуровневой памяти на производительность, работу указателей, трансляцию адреса, и, наконец, управление дисками. Внимание! Для индикации «горячих» тем, будет использоваться «перечная» система.

Одноуровневая память и производительность

Как уже отмечалось, основное достоинство одноуровневой памяти — в сокращении числа команд, требуемых для выполнения определенных функций ОС. Можно привести множество примеров функций, производительность которых повышается благодаря одноуровневому хранилищу. Значительно упрощается за счет ненужности перемещения файлов файловая система, эффективней работает база данных. Но одно преимущество сразу бросается в глаза — это резкий рост производительности AS/ 400 при работе в интерактивном режиме, непосредственно зависящей от времени на переключение процессов. Рассмотрим пример, иллюстрирующий, как переключение процессов влияет на общую производительность AS/400.

В обычной ОС, использующей адресацию относительно сегмента, при переключении процессов требуется изменение содержимого сегментных регистров. Если этого не сделать, то меньшие эффективные адреса в новой программе будут ошибочно транслироваться в виртуальные, принадлежащие программе предыдущего процесса. Проблема возникает потому, что каждый процесс в системах такого типа имеет собственную эффективную память, которая начинается с адреса 0. Данный тип адресации используется большинством современных версий Unix, а также AIX IBM.

Роль сегментных регистров в системах такого типа — в отображении эффективных адресов в виртуальную память большего размера. Для этого содержимое сегментных регистров должно сохранятся где-то в памяти при всяком переключении с данного процесса на другой, и снова восстанавливаться, когда первый процесс опять начинает выполняться. Использование в процессорах PowerPC таблицы сегментов вместо сегментных регистров делает ненужным сохранение содержимого регистров в памяти — там уже и так находится таблица сегментов. Однако при переключении процессов необходимо очистить регистры SLB от информации предыдущего процесса.

При трансляции эффективных адресов в виртуальные с использованием таблицы сегментов, регистры SLB обновляются по одному. Использование таблицы в памяти до заполнения всех регистров SLB может привести к увеличению числа тактов процессора на каждое обращение к памяти. В результате, производительность процесса снизится, пока не будет загружено некоторое число регистров. Если, например, процесс, на который происходит переключение — последовательное чтение из базы данных, потребуется протранслировать, по крайней мере, четыре адреса (по одному для программы, индекса, курсора и пространства данных) лишь для того, чтобы начать работу. Более того, так как каждый из таких объектов имеет несколько сегментов (со своими виртуальными адресами), вероятно, потребуется протранслировать с помощью таблицы в памяти от 8 до 12 адресов, прежде чем регистры SLB можно будет эффективно использовать.

Как мы уже говорили, одноуровневая память AS/400 не использует ни таблицу сегментов, ни регистры SLB. Эффективный адрес соответствует виртуальному, и никакого преобразования не требуется, так как вся виртуальная память адресуется программой напрямую. Следовательно, при переключении процессов не происходит спада производительности, связанного с таблицей сегментов.

И это еще не все!

Возьмем трансляцию виртуального адреса в реальный с помощью таблицы страниц. В обычной системе каждый пользовательский процесс может иметь свою собственную виртуальную память с уникальной таблицей страниц. Пример — Microsoft Windows NT. В этой ОС компонент управления памятью предоставляет каждому процессу большое отдельное виртуальное адресное пространство. Это означает, что при переключении процессов нужно не только изменить таблицу страниц, чтобы обеспечить корректное отображение адресного пространства нового процесса, но также и очистить все регистры TLB. После переключения процессов адреса транслируются из виртуальных в реальные с помощью новой таблицы страниц, и содержимое регистров TLB обновляется по одному. Подобно перезагрузке регистров SLB, перезагрузка регистров TLB после переключения процессов снижает производительность.

В AS/400 только одна виртуальная память, поэтому имеется только одна таблица страниц, которую используют все. Следовательно, при переключении процессов не нужна очистка TLB, и размер TLB больше, чем у других систем. Регистры TLB содержат использованные последними записи таблицы страниц. С течением времени самые старые записи заменяются новыми. При большем числе регистров выше вероятность того, что виртуальный адрес, транслированный в отдаленном прошлом, все еще будет в TLB. TLB большего размера означает, что при повторном переключении на ранее выполнявшийся процесс, некоторые или все его адреса уже доступны, что невозможно, если регистры TLB очищать при всяком переключении процессов. И здесь единая виртуальная память AS/400 позволяет сохранить значительный объем процессорного времени.

Наконец, современные процессоры не выбирают информацию из памяти и не записывают ее туда непосредственно. Кэш-память содержит порции основной памяти и имеет собственный справочник. В зависимости от архитектуры кэш-памяти на данном компьютере и от того, есть ли разряды виртуального адреса в справочнике кэша, при переключении процесса может потребоваться очистка кэша. А при использовании одноуровневой памяти это не нужно.

Операционные системы, предназначенные для работы с обычной виртуальной памятью, чаще всего пытаются избежать большого числа переключений процессов из-за неизбежных накладных расходов. Но если это не удается, для эффективной работы таким системам нужен высокопроизводительный процессор.

По сравнению с другими системами, переключение процессов на AS/400 выполняется очень быстро, так как требует лишь нескольких действий. Спад производительности при старте нового процесса в AS/400 также не столь резкий. В результате, части как OS/400, так и SLIC, спроектированы для выполнения большого числа переключений процессов. Несколько лет назад сотрудники подразделения IBM Research обнаружили в ходе исследований, что в типичной пользовательской среде AS/400 переключение процессов происходит примерно через каждые 1200 команд. В это даже трудно поверить, ведь некоторым системам нужно выполнить 1000 или более команд только для самого переключения процессов. Но не AS/400!

Благодаря способности быстро переключаться между процессами, производительность AS/400 в интерактивном режиме очень высока. Еще System/38 и первые AS/ 400 были оптимизированы для интерактивных приложений обработки транзакций. К AS/400 могут быть подключены любые терминалы. Одна такая большая система легко может поддерживать несколько тысяч параллельных пользователей, далеко превосходя в этом своих конкурентов, таких как Unix или Windows NT. Работая с приложениями, требующими частых переключений процессов, AS/400 способна превзойти по производительности системы с более быстрыми процессорами, так как выполняет меньше команд.

Теперь рассмотрим среду, не требующую частых переключений процессов, например, среду пакетной обработки, где один процесс исполняется в течение долгого времени. Здесь скорость переключения процессов не играет существенной роли. Ранние системы AS/400 не очень хорошо работали в пакетном режиме — сказывалась недостаточная производительность процессора[ 64 ].

Дело в том, что в ранних версиях рочестерских систем никогда не использовались высокопроизводительные процессоры. Доходило даже до того, что при описании характеристик различных моделей AS/400, не указывались скорости процессоров в MIPS (миллион команд в секунду) или МГц.

Подобно тому, как MIPS указывает, сколько команд процессор может выполнить в секунду, МГц задает число тактов за секунду. Если два разных процессора должны для выполнения одной и той же задачи выполнить одинаковое количество команд, и по всем остальным параметрам наблюдается такое же равенство, то значения MIPS или МГц могут дать некоторое представление о производительности процессоров. Но если для выполнения одной и той же работы процессорам нужно разное число команд, то ни MIPS, ни МГц не имеют никакого значения.

В Рочестере всегда настаивали на оценке объема работ, который может выполнить AS/400, в таких показателях, как число транзакций в секунду. Лаборатория IBM в Ро-честере — лидер в создании промышленных тестов для обработки транзакций. Здесь в тесном контакте с Transaction Processing Performance Council измеряются показатели TPC для вычислительных систем. Эти показатели также призваны отражать стоимость каждой транзакции, рассчитанную на основании цен на аппаратуру и ПО для данной конфигурации. Все это дает пользователю возможность сравнивать разные вычислительные системы как по цене, так и по производительности. Так вот, в соответствии с этими тестами, AS/400 — один из лидеров как по показателю цена/производительность, так и по чистой производительности. Да и что здесь удивительного — ведь она создавалась именно для решения задач такого типа.

Интерактивная обработка подразумевает присоединение к AS/400 терминалов, таких как 5250. Такие функции, как обновление полей на экране требуют много переключений процессов, особенно в случае подключения сотен или тысяч терминалов. При переходе в начале 90-х годов к клиент/серверным вычислениям, большая часть экранной обработки стала выполняться на ПК (клиент). Тем самым число переключений процессов на AS/400 (сервер) сократилось. Но многие характеристики клиент/серверных вычислений по-прежнему напоминают интерактивную обработку. Когда сотни или тысячи пользователей одновременно нажимают клавиши на клавиатуре или щелкают мышью, обращаясь к базе данных и ожидая затем ответа, быстрое переключение процессов AS/400 просто необходимо. AS/400 гармонично сочетает одновременную поддержку многочисленных пользователей (процессов) с требованиями клиент/серверной среды к пересылке данных.

Но есть серверные приложения, специально предназначенные для интенсивных вычислений. Пример — приложения для поддержки принятия решений, где для генерации отчета требуется анализ больших объемов данных. Пользователи могут создавать сложные запросы, спрашивать «что если», выполнять поиск взаимосвязей в данных и т. д. Для такого приложения необходим тип обработки, больше похожий на пакетную, чем на интерактивную среду.

Для таких серверных приложений AS/400 были нужны мощные процессоры. И вот, несколько лет назад мы впервые представили специальные модели AS/400, предназначенные именно для высокопроизводительных серверов. В этих моделях мощные процессоры и большая память. Результаты различных клиент/серверных тестов показывают, что модели Advanced Server весьма конкурентоспособны, как по цене, так и по производительности. Не удивительно, что многие заказчики признали их лучшими и для обычных пакетных приложений.

Переключение процессов интенсивно используется как в интерактивных, так и в клиент/серверных приложениях. Быстрое переключение процессов всегда лучше медленного. Путем сокращения числа необходимых команд одноуровневая память повышает производительность не только переключения процессов, но и ряда других функций. Вернемся, например, к уже обсуждавшейся операции с файлами. Обычный сервер многократно выполняет операции открытия-закрытия файлов, что ведет к повышенной дисковой активности и снижает общую производительность системы. AS/400 обрабатывает такие файлы «на месте», устраняя излишние накладные расходы. Производительность процессора важна, но следует помнить, что каждая команда, которую не нужно выполнять, эквивалентна наличию для этой команды процессора с бесконечной скоростью. RISC-процессоры быстры, но не настолько.

Указатели и теги

После роста производительности, самое большое достоинство одноуровневой памяти — всеобъемлющая возможность совместного доступа. Впрочем, это и самый большой ее недостаток. Если каждый пользователь системы имеет доступ к большому единому адресному пространству, требуются гарантии от несанкционированного доступа к тем объектам или информации, на которые у этих пользователей нет прав. В главе 5 мы говорили, что такая защита осуществляется в AS/400 указателями. Давайте теперь рассмотрим указатели и их функции более подробно.

Итак, доступ к объекту MI обеспечивается путем разрешения указателя. Указатели имеют длину 16 байт (128 бит). Разрешенный системный указатель содержит возможность прямой адресации системного объекта, то есть в нем находится 64-разрядный виртуальный адрес. Указатели других типов (пространства, данных, команд и процедур) также содержат виртуальные адреса.

Указатели находятся в ассоциированном пространстве системного объекта. В этом же пространстве содержатся данные, к которым имеет доступ и которые может изменить программа MI. Доступ и модификация данных в ассоциированном пространстве законны; изменение указателя — нет. Если бы программа MI могла изменять содержимое указателя, то была бы нарушена защита. Адрес в указателе мог бы быть изменен так, чтобы указывать на еще какой-нибудь объект или структуру, доступ к которой запрещен. Конечно, все это касается пользовательских программ, в которых команды MI заданы непосредственно; и не имеет отношение к программам на ЯВУ, таких как RPG или Cobol.

Когда разрабатывалась структура указателя, способами защиты были избраны устранение ассемблера MI, перевод некоторых команд в разряд привилегированных и удаление из указателей полномочий. Как говорилось в главе 7, все эти усиления уровней защиты привносились в AS/400 с течением времени. Но даже такая степень защищенности не дает стопроцентной уверенности в том, что содержимое указателя не подвергнется несанкционированным изменениям.

В главе 5 отмечалось, что ассоциированное пространство, содержащее указатели, занимает отдельный сегмент системного объекта. Первоначально в System/38 мы хотели использовать два сегмента: один — для данных, а второй —для указателей. Но такой подход снижал производительность системы. При использовании объекта было необходимо считывать с диска страницы, как сегмента данных, так и сегмента указателей, что повышало накладные расходы. Кроме того, два сегмента требовали некоторого увеличения размеров памяти. Единственным плюсом ассоциированного сегмента указателей была надежда, что он может защитить указатели от модификации пользователями. Но оказалось, что это не так.

Скоро выяснилось, что мы не можем защитить ассоциированный сегмент указателей от изменений. При той степени защиты, которая планировались для System/38 (уровень 30), пользователь, имевший право доступа к объекту, мог работать с его содержимым с помощью ассемблера MI. Помещение указателей в отдельную часть объекта не предоставляло дополнительной защиты. Пришлось искать другое решение.

Аппаратная защита указателей

Мы понимали, что необходима некоторая форма аппаратной защиты памяти для указателей. Многие из больших систем того времени, такие как System/370, использовали для защиты памяти специальные аппаратные разряды, разрешавшие или запрещавшие пользователю доступ к некоторому блоку байтов памяти. Биты защиты обычно помещались в отдельном аппаратном массиве памяти, где пользователь не мог до них добраться. При каждом обращении к памяти этот массив проверялся, чтобы определить, имеет ли пользователь право на доступ к данному блоку памяти. Обычно такая защита устанавливалась на физический блок памяти размером в одну страницу.

Первоначально использовать в аппаратуре System/38 такой тип защиты памяти не планировалось: никто не думал, что он понадобится, ведь защита проектируемой системы выполнялась на уровне объектов. Однако, когда стало понятно, что некая форма аппаратной защиты все же нужна, мы рассмотрели возможность защиты блока размером в одну страницу. Но, во-первых, это было дорого, а, кроме того, такой подход не вполне соответствовал планам разработчиков. В идеале, нам виделась защита для каждых 16 байтов памяти, так как указатель занимает именно столько. Но чтобы сделать систему производительной, хотелось иметь возможность размещать указатели где угодно, но тогда отдельный аппаратный массив разрядов защиты для каждых 16 байтов памяти становился неприемлем по стоимости. Наконец, нашлось решение: использовать для защиты памяти дополнительные разряды, предназначенные для кода коррекции ошибок ECC (error correcting code).

Иногда, в памяти компьютера возникают ошибки из-за перепадов напряжения в электросети или по другим причинам. Для защиты от ошибок в большинстве памятей используются коды обнаружения ошибок и коды исправления ошибок. Действуют они так: к каждому слову памяти добавляются дополнительные разряды. Слово памяти содержит столько разрядов, сколько может быть считано за одну операцию. При считывании данных из памяти эти дополнительные разряды проверяются, чтобы определить, не произошла ли ошибка.

Простейшая форма обнаружения ошибок — добавление к слову памяти одного разряда четности. Его значение выбирается так, чтобы число разрядов 1 в слове памяти, включая разряд четности, всегда было четным. Если в памяти происходит ошибка, вызывающая изменение значения любого из битов с 1 на 0 или наоборот, то она будет обнаружена, когда при следующем считывании слова окажется, что число разрядов 1 нечетно. Четность позволяет определить одиночную ошибку, но не говорит, в каком разряде она произошла. С помощью такого механизма, обычно применяемого на ПК, можно определить нечетное число ошибок в слове памяти. Но если число ошибок четное, он не поможет.

Большинство компьютеров, используемых для коммерческих задач, в частности AS/400, как для обнаружения, так и для исправления ошибок применяют дополнительные разряды кодов коррекции. Эти дополнительные разряды могут определять все однократные и многократные ошибки, и даже указать, в каком именно разряде они произошли. Таким образом, аппаратура может исправить ошибку и продолжить работу. Значение коррекции ошибок очевидно для каждого, кому приходилось видеть на экране ПК сообщение «memory parity error». С таким сломанным ПК ничего нельзя сделать до тех пор, пока неисправный модуль памяти не заменен. По этой причине многие старшие модели современных ПК используют памяти ECC.

Оригинальная аппаратура System/38 имела 32-разрядное (4-байтовое) слово памяти. ECC требовал дополнительных 7 разрядов, то есть для каждого слова памяти было нужно 39 разрядов. Технология тогда позволяла увеличивать размер слова только приращениями по 8 разрядов, то есть, фактически, слово памяти имело размер 40 разрядов. Для каждого 4-байтового слова памяти предусматривался дополнительный разряд, который и должен был осуществлять функции защиты памяти. Мы назвали его разрядом тега.

Указатель занимает 16 байтов памяти. Мы решили всегда помещать указатели на 16-байтовые границы (все четыре младшие разряда адреса памяти равны 0). Такую конфигурацию обычно обозначают термином четверное слово (quadword), или, иначе говоря, 16-байтовое поле, выровненное на 16-байтовую границу. Есть и двойные слова, а кроме того, слова, выровненные на 8-ми и 4-байтовые границы. Обычно, под термином слово понимается 4 байта.

Указатель в оригинальной System/38 занимал четыре последовательных 4-байтовых слова памяти, каждое со своим разрядом тега. Мы решили, что для каждого слова памяти этот разряд будет равен 1, если слово содержит любую из четырех частей указателя; и 0 — если не содержит. Для самого указателя нужен только один разряд, так что если все четыре разряда в четырех последовательных словах памяти установлены в 1, то значение логического тега указателя равно 1. Если любой из четырех разрядов был равен 0, то и логический тег указателя равнялся 0.

Последующие версии AS/400 имеют 64-разрядное (8-байтовое) слово памяти. Такое слово требует 8 разрядов ЕСС; так что с учетом разряда тега, слова памяти AS/ 400 упакованы по 73 разряда. Мы по-прежнему размещаем указатели на 16-байтовых границах, и у каждого указателя есть один логический разряд тега. Если в AS/400 с 64-разрядным словом, два разряда тега в двух последовательных словах, содержащих указатель, оба равны 1, то и логический тег указателя равен 1. Если же любой из разрядов равен нулю, то и указатель имеет логический тег 0. Чтобы оставаться в рамках принятой терминологии, мы называем 64-разрядное слово памяти двойным словом.

Всякий раз, когда в AS/400 происходит запись в память, аппаратура управления памятью строит ЕСС и сохраняет его вместе со словом памяти. В процессе операции записи эта аппаратура также отключает разряд тега в слове памяти (устанавливает его в 0). Так что в результате выполнения любой стандартной команды записи в память, разряды тега записанных слов всегда будут сброшены в 0.

Режим активных тегов

В главе 2 мы говорили о расширениях архитектуры PowerPC. Одно из таких расширений — режим активных тегов. Когда процессор PowerPC работает в данном режиме, доступны дополнительные команды, которых нет в режиме неактивных тегов. Всего для AS/400 было добавлено 25 команд, доступных только в режиме активных тегов. Сюда входят команды множественной загрузки и сохранения четверных слов в регистрах, а также команды, обратные им. Есть также команды десятичной арифметики, системные функции вызова/возврата и команды выделения для проверки значений разрядов в управляющих регистрах. Шесть новых команд поддерживают теги.

Некоторые из этих специальных теговых команд используются для установки или проверки значений разрядов тега. Одна из них, команда «Сохранить четверное слово» («stq»), сохраняет в памяти 16 байтов данных из двух 64-разрядных регистров и включает два разряда тега. Другая —«Загрузить четверное слово» («lq»), загружает 16 байтов памяти в два 64-разрядных регистра и устанавливает разряд в регистре управления в 1, если оба теговых разряда в считанных словах равны 1 (в противном случае этот разряд устанавливается в 0). Еще одна команда позволяет считывать теги из памяти в специальный регистр процессора. Использование этой команды будет рассмотрено в следующем разделе.

Теговые команды: используются только в SLIC; они не генерируются транслятором для программ MI. Это означает, что любое сохранение в памяти, сгенерированное для программы MI, всегда использует стандартные команды и отключает разряды тега. Когда в процессе разрешения создается указатель, SLIC строит его в двух 64-разрядных регистрах и использует команду «stq» для включения теговых регистров в памяти. При всякой попытке использовать указатель программой MI, SLIC загружает его содержимое командой «lq» в регистры и затем проверяет, установлены ли разряды: тега. Если разряды тега сброшены, значит, кто-то изменил указатель, и он теперь неверен.

Разряды тега AS/400 не предотвращают изменения указателей, а лишь определяют, производились ли эти изменения. Такой подход отличается от большинства схем защиты памяти. Обычно, защита памяти не допускает изменений, и такая защита на уровне страниц в AS/400 имеется. Однако указатели распознают лишь уже произошедшие модификации, что по сравнению с ранними версиями системы сокращает объем аппаратуры, но по-прежнему обеспечивает нужный уровень защиты.

Указатели нельзя подделать. Теги гарантируют, что указатель создан ОС (SLIC), и что он не изменялся чем-либо, кроме SLIC. Недобросовестный пользователь, попытавшись создать, скопировать или изменить указатель, не сможет включить разряды тега и получит в результате бесполезные 16 байт. Именно поэтому AS/400 всегда работает в режиме активных тегов, несмотря на то, что процессоры PowerPC, используемые в ней, могут действовать и в режиме неактивных тегов.

Указатели и теги на диске

Разработчики System/38 столкнулись с и другой проблемой. Допустим, потребуется переместить страницу из памяти на диск. В памяти есть дополнительные разряды для ЕСС и тегов, а на диске нет. Там используется другая форма кода коррекции ошибок, называемая циклическим избыточным контролем CRC (cyclic redundancy check), который не добавляет дополнительных разрядов к каждому слову памяти. Значит, нужен способ сохранения разрядов тега вместе с указателями при перемещении страницы, содержащей указатели, на диск. Короче говоря, нужно найти дополнительное место на диске.

Магнитный диск представляет собой набор плоскостей, имеющих по две поверхности для записи. Поверхность каждого диска разделена на концентрические окружности, называемые дорожками. В свою очередь, дорожки разделены на сектора, которые и содержат информацию. Размер сектора для System/38 и AS/400 равен 520 байтам. Каждый сектор содержит 8-байтовый заголовок сектора и область данных в 512 байт. Размер сектора был выбран так, чтобы 512-байтовая страница System/38 умещалась в него.

В System/38 было определено несколько специальных команд IMPI для работы с тегами. Одна из таких команд— «Извлечь теги» — использовалась для сбора тегов со страницы памяти. При записи страницы на диск, теги также записывались на диск. Другая команда IMPI — « Вставить теги»— применялась для помещения тегов обратно в память после считывания страницы с диска.

Многие ISV и пользователи, знавшие о разрядах тега System/38, считали, что они хранятся на диске в 8-байтовых заголовках секторов. Но это не так. Информация на самой странице сохранялась в 512-байтной области данных сектора. Заголовок сектора содержал информацию о странице, но наиболее важной его задачей было хранение виртуального адреса страницы. Этот адрес нужен был для восстановления. Даже в случае потери таблицы в памяти, связывавшей виртуальные адреса с местами на диске, она могла быть восстановлена: достаточно считать заголовки каждого сектора и определить, с каким виртуальным адресом этот сектор связан. Так что большая часть пространства в заголовке сектора была занята виртуальным адресом страницы, места для тегов не оставалось.

Это подтверждает простой расчет. Одна страница может содержать 32 указателя (16 байтов Г32 = 512), что означает 32 бита тегов на страницу. Виртуальный адрес в System/38 занимал 48 разрядов, но для идентификации страницы использовались не все из них. Младшие 9 разрядов виртуального адреса задавали байт на 512-байтной странице (29 = 512). Следовательно, для уникальной идентификации страницы нужно хранить только 39 старших разрядов виртуального адреса (48 — 9 =39). Однако даже без разрядов состояния потребовался бы минимум 71 разряд для хранения виртуального адреса страницы и всех битов тега (39 +32 =71), в заголовке же сектора было только 64 разряда. Хранить биты тега в заголовках секторов оказалось невозможно.

Разработчики System/38, проявив недюжинную смекалку, нашли для тегов место внутри страницы. Дело в том, что некоторое пространство в указателе не используется. Если на странице есть хотя бы один указатель, то есть и некоторое неиспользуемое пространство, в котором можно хранить биты тега. Если указателей на странице нет, то все биты тега для нее равны 0, поэтому и хранить их незачем. Заголовок сектора в System/38 содержал информацию о том, есть ли на странице теги, и если есть, то где именно.

До появления RISC-процессоров мы продолжали использовать на AS/400 и размер страницы, равный 512 байтам, и только что описанный метод хранения битов тега. Но уже несколько лет нас мучило желание увеличить размер страницы.

Размер страницы в 512 байт был выбран для System/38 по причине ограниченности размеров основной памяти[ 65 ]. Но для увеличенной памяти AS/400 512-байтовая страница была слишком мала, страниц получалось слишком много, и таблицы страниц достигали гигантских размеров. Кроме того, уже многие годы мы «упаковывали» маленькие страницы в «логические» страницы большего размера для сокращения объема дисковых операций. Для новых процессоров было решено увеличить размер страницы до 4 КБ (4 096 байтов).

В новых моделях был сохранен размер сектора на диске в 520 байт. Четырехкило-байтовая страница теперь хранится в восьми последовательных секторах. При наличии восьми 8-байтовых заголовков на каждой странице в 4 КБ больше чем достаточно места для хранения 256 теговых битов.

Для извлечения тегов из памяти к архитектуре процессора PowerPC был добавлен специальный регистр тегов. Когда процессор выполняет специальную теговую команду, «Множественная загрузка двойных слов» («lmd»), в 16 регистров может быть считано из памяти до 16 двойных слов (восемь четверных слов). При выполнении команды в регистре тега сохраняется восемь теговых регистров четверных слов памяти. Обратите внимание, что в регистре тега сохраняются 8 логических битов тега, а не 16 физических, как в памяти. Вспомним, что четверное слово это два 64-разрядных (8-байтовых) слова памяти; следовательно, в четверном слове два физических бита тега, так что в восьми четверных словах — 16 физических битов тега. С помощью команды «lmd» биты тегов страницы могут быть собраны для последующей записи на диске вместе с данными. Эта команда также доступна только в режиме активных тегов.

Внутри указателя

Указатель используется в AS/400 для доступа к объектам. В этом разделе мы сосредоточимся исключительно на формате разрешенного указателя. У разрешенного указателя две функции: он описывает объект и полномочия пользователя на этот объект; а также задает адрес объекта в одноуровневом хранилище. Иначе говоря, 16-байтовый указатель разделен на две 8-байтовые части: первая —описание объекта, а вторая — виртуальные адрес.

В первой части разрешенного указателя находятся биты состояния, которые, кроме всего прочего, задают, что это за указатель: системный, пространственный, данных, команд или процедуры. В этой же части содержится информация об объекте и данных, доступных через этот указатель. Например, системный указатель задает для объекта тип системного объекта MI и подтип, определенный OS/400; а указатель данных описывает тип данных. Прочая информация первой части указателя касается полномочий пользователей на операции с объектом. Как отмечалось ранее, поле полномочий используется, только если указателем оперирует сама ОС в системном состоянии. В указателях, созданных пользовательскими программами в пользовательском режиме, поле полномочий не заполнено.

Информация первой части указателя не занимает все 8, а лишь 4 байта. Это означает, что 4 байта указателя не используются. Они зарезервированы для будущих расширений адреса. Дополнительные 32 разряда вместе с 64 адресными разрядами указателя дают возможность расширить адрес AS/400 до 96 разрядов (12 байтов) без изменений каких-либо программ поверх MI. Если потребуется еще большее пространство, то можно будет удалить из указателя информацию типа и полномочий, и увеличить длину адреса сверх 96 разрядов.

Вторая часть разрешенного указателя содержит 64-разрядный адрес. Так было всегда, и многие годы это вызывало путаницу: каков все же размер виртуального адреса System/38 и AS/400, 48- или 64-разрядный? С появлением новых RISC-моделей AS/400 путаница прекратилась: теперь адрес 64-разрядный. А в System/38 и ранних моделях AS/400 он был и таким, и таким. В MI адрес всегда был 64-разрядным, а аппаратура работала с 48-разрядным адресом. Как они уживались вместе — тема следующего раздела.

Сказка о двух размерах адреса

Появление новых RISC-моделей с полностью 64-разрядными аппаратными адресами устранило большинство проблем, связанных со смешением 64- и 48-разрядной адресации в предыдущих моделях. Чтобы понять, почему 64-разрядный аппаратный адрес так важен, рассмотрим первоначальную 48-разрядную реализацию.

48-разрядный адрес появился в результате компромисса. Проектировщики ОС System/38 планировали адрес размером в 64 бита. После того, как размер указателя был определен в 16 байтов, для 64-разрядного адреса появилось достаточно места. Проблемы возникли на аппаратном уровне. Чем больше разрядов в адресе, тем больше размер регистров процессора. Больший размер регистров требовал большего числа цепей и повышал стоимость аппаратных средств.

Техническим менеджером System/38 был Рей Клотц, не видевший надобности в таком большом адресе. Его многократно пытались уговорить, но Рей так и не поддался на уверения, что 64-разрядного адреса хватит навечно. В середине 70-х годов подразделение IBM по мэйнфреймам собиралось объявить о новом большом адресе для System/370, получившем название расширенной адресации (XA). С применением ХА адрес System/370 должен был вырасти с 24 до 31 разряда. Рей обвинял нас в желании непременно превзойти System/370 и утешал тем, что 32 разряда все равно больше чем 31. «Вы побьете их и одним разрядом, а больше и не надо», — как бы говорил он. Мы, в свою очередь, утверждали, что 32-разрядный адрес не будет работать с одноуровневой памятью System/38, и что нужны 64 разряда. Когда стало очевидным, что спор зашел в тупик, мы поступили так, как будто торговались о цене подержанной машины: поделили пополам разницу между 32 и 64. Таким образом, получился 48-разрядный адрес.

Для поддержки сегментированной памяти 48-разрядный адрес разделяется надвое. Старшие разряды задают сегмент, а младшие, называемые смещением — байт внутри сегмента. Мы решили использовать для задания сегмента старшие 32 разряда, а для смещения — младшие 16, назвав все это адресом 32/16. 16 разрядов смещения означали размер сегмента в 64 КБ (216 = 64 КБ).

Оригинальная аппаратура процессора System/38 имела 16-разрядный тракт данных и 16-разрядный сумматор для вычислений. Смысл использования адреса форматом 32/16 был в том, чтобы смещение адреса не выходило за размер тракта данных, так как очень часто обновлялось. Мы решили обрабатывать 32-разрядный идентификатор сегмента не в тракте данных процессора, а вне его, в отдельном наборе сегментных регистров. К этим сегментным регистрам был возможен доступ со стороны процессора, но они не могли обновляться «на месте».

Программисты, отвечавшие за ПО ОС ниже MI (первоначально VMC) не были согласны с такой адресацией (32/16), так как считали, что размер сегмента в 64 КБ слишком мал. Первоначально они предполагали создать сегментные группы, каждая из которых содержала бы один или несколько таких 64-килобайтных сегментов, но, в конце концов, решили, что сегментная группа всегда должна состоять из 256 сегментов. При выделении нового сегмента как части вновь создаваемого объекта его размер всегда будет равен 16 МБ (256 Г 64 КБ = 16 МБ). С этого момента мы говорили о 64-килобайтных и 16-мегабайтных сегментах, впрочем, называя иногда вторые сегментной группой. Этот разнобой в терминологии продолжался до появления процессоров PowerPC и SLIC. Если Вы возьмете в руки калькулятор или таблицу степеней двойки, то поймете, почему программисты VMC, имевшие дело с 16-мегабайтными сегментами, рассматривали 48-разрядный адрес как имеющий 24-разрядный идентификатор сегмента и 24-разрядное смещение (ведь 224 = 16 МБ).

Представление адреса 24/24, использовавшееся VMC, не совпадало с представлением 32/16, использовавшимся аппаратурой. Возник вопрос: каким способом обрабатывать переполненное поле смещения адреса? Рассматривая объекты, мы говорили, что они состоят из одного или нескольких несмежных сегментов, и что ни один сегмент не может содержать части более чем одного объекта. Очевидно, что смещение адреса за границу сегмента в следующий сегмент нежелательно, так как последний может относиться к другому объекту. Следовательно, такое смещение, например, адреса в пространственном указателе за пределы ассоциированного пространства объекта, надо предотвратить. Определяется такое переполнение адреса следующим способом: после каждого увеличения адреса проверяется, не было ли переноса из разрядов смещения в разряды идентификатора сегмента. Такой перенос и означает попытку обратиться к следующему сегменту.

Подобные ошибки переполнения могут легко отслеживаться аппаратно, для чего используется механизм прерываний[ 66 ]. Прерывания будут рассмотрены в главе 9, но одно из них мы обсудим прямо сейчас: переполнение эффективного адреса (ЕАО).

Разберем ситуацию, возникавшую в System/38 при переполнении 16-разрядного смещения. В этом случае аппаратура не увеличивала 32-разрядную сегментную часть адреса. Вместо этого об исключительной ситуации сообщалось VMC, который в каждом конкретном случае заново оценивал ситуацию. VMC рассматривал сегменты, как имеющие длину 16 МБ и состоящие из 256 аппаратных сегментов меньшего размера, и поэтому переполнение 64-килобайтного сегмента в середине 16-мегабайтного сегмента переполнением не считал. С его точки зрения — представления адреса 24/ 24 — переполнением считался только перенос из младших 24 разрядов в старшие 24.

При каждом прерывании по ЕАО VMC увеличивал 32-разрядный аппаратный идентификатор сегмента, проверял, нет ли переноса в старшие 24 разряда, и если обнаруживал, что все в порядке, управление возвращалось аппаратуре. Таким образом, мы постоянно сталкивались с несовпадением схем 32/16 и 24/24.

Когда с течением времени ширина тракта данных процессора выросла с первоначальных 16 до 32, а затем до 48 разрядов, разделение регистров сегмента и смещения в аппаратуре стали менее важны. В IMPI-моделях AS/400 были добавлены команды для поддержки адреса 24/24, что исключило необходимость программной обработки переполнений. Однако в целях совместимости с оригинальным VMC, представление 32/ 16 было в IMPI сохранено.

Эта проблема с адресами была не единственной в оригинальном VMC. Он должен был поддерживать 64-разрядный адрес в указателе MI на аппаратуре с 48-разрядным адресом. Можно было бы попытаться рассматривать 64-разрядные адреса как виртуальные адреса большего размера, которые каким-то образом отображаются в меньшие 48-разрядные виртуальные адреса, но такое решение было отвергнуто. Вместо этого, старшие 16 разрядов 64-разрядного адреса стали рассматриваться как отдельное значение. Мы назвали это 16-разрядное поле расширением идентификатора сегмента, обозначив его номером IPL. При всякой перезагрузке системы номер IPL увеличивался на единицу, что каждый раз давало новое 48-разрядное адресное пространство. На рисунке 8.2 показаны поля, составляющие 64-разрядный адрес в указателе MI.

Рисунок 8.2. Оригинальный формат адреса указателя MI

Первоначально заголовок сегмента, описанный в главе 5, содержал поле с 16-разрядным расширением идентификатора этого сегмента. Когда программа MI пыталась использовать указатель на System/38 и на ранних моделях AS/400, для проверки битов тега и загрузки 48-разрядного адреса в процессорный регистр, использовалась специальная команда IMPI под названием «Загрузить и проверить теги» («lvt»). Команда «lvt» аналогична «lq» на RISC-процессорах, но у первой была дополнительная задача. Она должна была сравнить старшие 16 разрядов адреса в указателе с полем расширения идентификатора в заголовке сегмента и гарантировать их совпадение с адресом сегмента. После первого обращения для доступа к сегменту использовался только 48-разрядный адрес.

Как уже говорилось, всякий раз при увеличении номера IPL мы получали новое адресное пространство для временных объектов. Временные объекты разрушаются при выполнении IPL, в отличие от постоянных, продолжающих существовать и после перезагрузки. Так как аппаратура использовала только 48 разрядов, один и тот же 48-разрядный адрес не мог быть задействован для постоянных объектов повторно, за исключением случая, когда постоянный объект по этому адресу был явно удален во время предыдущего сеанса работы ОС. Тогда от него оставались только заголовки, что обнаруживалось при первом использовании полного 64-разрядного адреса, начальные 16 разрядов которого содержат номер IPL. Так как номера IPL различались, то при повторном использовании 48-разрядного адреса конфликтов не возникало. Еще раз подчеркну, что заголовки сохраняются только при разрушении постоянных объектов — при разрушении временного объекта не остается ничего.

Переполнение адреса

Так как мы решили не использовать на System/38 48-разрядный адрес повторно до следующей перезагрузки, встал вопрос о том, что однажды все доступные адреса могут быть исчерпаны. В поисках ответа на него, мы провели некоторые интересные подсчеты. В соответствии с их результатами, если выполнять одну IPL в день 365 дней в году, то повторное использование номера IPL потребуется через 180 лет. Итак, опасности, что расширения идентификаторов сегментов будут повторяться, не существовало. Зная проектируемую производительность будущих процессоров, мы могли вычислить максимальное число 64-килобайтных сегментов, которое будет сгенерировано в интервале между ежедневными IPL. Эти расчеты также показали, что проблемы нет. И все же прогноз оказался неверным — некоторые большие AS/400 стали выходить за границы адресов[ 67 ].

Что же случилось? Во-первых, одна IPL в день — это неплохое допущение для ранних System/38, но после того как многие заказчики стали использовать свои компьютеры 24 часа в сутки, времени на перезагрузку не осталось. Кроме того, наши системы сильно увеличились в размерах, и время IPL стало слишком большим. С тех пор мы внесли существенные изменения в AS/400, что позволило сократить время IPL до нескольких минут. Но даже при этом одна IPL в день была неверным допущением. Второй ошибкой в вычислениях было предположение о 64-килобайтном сегменте. Используя представление адреса 24/24 оригинальный VMC всегда создавал 16-мегабайтные сегменты.

Ситуация усугублялась тем, что компонент управления основной памятью в оригинальном VMC разделял полное 48-разрядное виртуальное адресное пространство на квадранты. Старшие два разряда адреса задавали квадрант в зависимости от назначения последнего. Один квадрант был зарезервирован для адресов постоянных объектов, так что у всех постоянных адресов два старших разряда были одинаковы. Другой квадрант был выделен адресам для временных объектов, третий — для адресов временных объектов групп доступа[ 68 ]. Так как постоянные объекты не могут входить в группу доступа, то четвертый квадрант не использовался. Такое решение было принято в предположении, что 48-разрядное адресное пространство настолько велико, что на одну его четверть можно безболезненно «закрыть глаза». Из 256 ТБ (248 байтов) виртуальной памяти, которыми мы так любили похваляться, 64 ТБ никогда не использовались в System/38 и первых моделях AS/400.

Проблема, возникшая в некоторых больших системах AS/400, состояла в выходе за пределы диапазона временных адресов. Эта проблема получила название переполнения идентификатора сегмента, так как все идентификаторы сегментов, доступные в интервалах между перезагрузками, были использованы. При разделении адресного пространства на квадранты на каждую IPL приходилось лишь по 4 миллиона 16-мегабайтных временных сегментов. Вследствие этого, большие системы с приложениями, использовавшими много временных объектов, выходили за пределы диапазона временных идентификаторов сегментов, если не перегружались по несколько дней. С точки зрения пользователя, положение можно было исправить довольно просто — перезагрузить систему[ 69 ]. Но причин происшедшего это паллиативное решение не устраняло.

8первые версии ОС для AS/400 были внесены изменения, позволявшие уменьшить проблему переполнения адресов. Компоненты стали использовать 64-килобай-тные сегменты вместо 16-мегабайтных, везде, где было возможно. Был также задействован ранее выброшенный квадрант адресного пространства. Разумеется, эти изменения не решили проблему, но они позволили нам продержаться до появления новых RISC-процессоров.

Проблема касалась и постоянных адресов. Их максимальное число ограничено объемом дискового пространства на подключенных к системе устройствах, поскольку даже удаленные объекты продолжают занимать некоторое место на диске. Мы ограничили общий объем дискового пространства, которое могло быть подключено к AS/ 400, чтобы пользователь не мог исчерпать постоянные адреса. Ведь выход за пределы постоянных адресов нельзя исправить с помощью IPL, здесь потребуется полная переустановка системы, что, разумеется, совершенно неприемлемо.

Я потратил несколько разделов на описание структуры адресации System/38 и первых моделей AS/400, чтобы показать причины, заставившие IBM перейти на RISC-процессоры. Еще до выпуска первой AS/400 мы знали, что 48-разрядный адрес ограничивает будущий рост системы. По мере увеличения размеров и скорости работы, системы начинали использовать все больше временных адресов. Заказчики же хотели подключать все больший объем дисков.

Нам потребовалось некоторое время, чтобы убедить руководство в невозможности использовать 48-разрядный адрес в будущих системах. В Рочестере всегда была популярна старая поговорка: «Не надо чинить то, что не ломается». И вот, наконец, мы убедили менеджеров, что то, что сломалось, сломалось безвозвратно. Хорошо еще то, что поломка случилась внутри системы. Независимость AS/400 от технологии защитила наших заказчиков.

Если в вычислительной архитектуре изменяются адреса, то приходится менять и все остальное. Мы восприняли случившееся как шанс избавиться от IMPI и перейти на RISC. Наш первый RISC-процессор, который мы начали разрабатывать в 1990 году и назвали С-RISC («С» — обозначает коммерческий), имел 96-разрядный адрес. У нас появилось место для такого большого адреса в указателях, и мы не стали стесняться. Когда в 1991 году было принято решение использовать архитектуру PowerPC, размер адреса был сокращен до 64 разрядов.

Трансляция адреса

Перед обращением в память виртуальный адрес в любой вычислительной системе должен быть транслирован в реальный. Ранее мы говорили, что в архитектуре PowerPC есть еще один уровень адресов, которые называются эффективными и используются программами. Эффективный адрес должен быть сначала транслирован в виртуальный, и только после этого — в реальный. В этом разделе мы рассмотрим, как выполняются эти трансляции. Приготовьтесь, некоторые детали могут показаться Вам слишком «острыми».

Характеристики модели памяти

Мы уже познакомились с некоторыми характеристиками памяти AS/400. Приведем снова список этих характеристик вместе с другими, которые мы еще пока не рассматривали, но обязательно сделаем это.

Размер страницы — 212 байта (4

Диапазон эффективных адресов — 264 байта:

число эффективных сегментов — 240;

размер эффективного сегмента — 224 байта (16 MБ).

•Два специальных типа эффективных адресов, отменяющих трансляцию, для идентификации которых используются 12 старших разрядов (3 шестнадцатиричные цифры):

800h — эффективный=реальный (E=R) отображают всю реальную память, для них выделено 228 эффективных сегментов;

801h — эффективный=прямое-сохранение (E=DS) отображают пространство ввода-вывода, для них выделено 228 эффективных сегментов.

•Диапазон виртуальных адресов — 264 байта:

число виртуальных сегментов — 240 -229;

размер виртуального сегмента — 224 байта (16 MБ).

•Диапазон реальных адресов — 252 байта.

Все характеристики приведены для используемого в AS/400 режима активных тегов 64-разрядных процессоров.

Регистр состояния машины

Процесс трансляции адресов управляется режимом активных и неактивных тегов и состоянием процессора. Состояние процессора определяется специальным регистром, называемым регистром состояния машины MSR (Machine State Register). Разряды этого регистра управляют некоторыми операциями процессора, в том числе трансляцией адреса. В главе 9 мы рассмотрим этот регистр и способ изменения его разрядов. А пока, чтобы лучше понять трансляцию адреса, затронем лишь несколько разрядов MSR, а именно:

•Разряд 64-разрядного режима (MSRSF):

— процессор работает 32-разрядном режиме;

— процессор работает 64-разрядном режиме.

•Разряд перемещения команд (MSRIR):

— трансляция адреса команды отключена;

— трансляция адреса команды: включена.

•Разряд перемещения данных (MSRDR):

— трансляция адреса данных отключена;

— трансляция адреса данных включена.

•Разряд защиты C2 (MSRC2):

— защита C2 отключена;

— защита C2 включена.

•Проблемное состояние (MSRPR):

— процессор может исполнять любые команды;

— процессор может исполнять только непривилегированные команды.

•Пользовательское состояние (MSRUS):

— исполняется код ОС;

— исполняется пользовательский код.

Для определения размера адреса в процессе его трансляции используется разряд 64-разрядного режима (MSRSF). Например, в 32-разрядном режиме архитектура PowerPC определяет, что эффективный адрес имеет длину лишь 32 разряда. В режиме активных тегов процессоров AS/400 аппаратура поддерживает только 64-разрядный режим. Таким образом, SLIC, управляющий значениями разрядов MSR, будет устанавливать только 64-разрядный режим.

Разряды перемещения команд (MSRIR) и данных (MSRDR) позволяют процессору работать в режиме реальной адресации. Когда SLIC отключает перемещение, механизмы трансляции адреса не используются, и младшие 52 разряда эффективного адреса передаются как реальный адрес непосредственно подсистеме памяти. Подсистема памяти состоит из памятей кэша и основной. В архитектуре PowerPC для команд и данных — раздельные кэши, и соответственно отдельные разряды перемещения. Такая модель называется гарвардским кэшем[ 70 ].

Первоначально бит защиты С2 (MSRC2) предназначался для того, чтобы вынуждать механизм трансляции адреса использовать сегментные регистры для всех пользовательских обращений, если процессор работает в режиме активных тегов и защита С2 включена. Использование системных таблиц гарантировало, что при включенной защите С2 ОС может контролировать и регистрировать доступ пользователей к любым объектам. Хотя данный разряд по-прежнему присутствует в некоторых процессорах PowerPC, он не используется для аудита С2. Вместо этого на уровне защиты 50 (защита С2) мониторинг и регистрацию пользовательского доступа компонент защиты SLIC осуществляет непосредственно, без использования сегментных регистров.

Разряд проблемного состояния (MSRPR) используется в процессе трансляции адреса и для защиты памяти. Он определяет, может ли процессор исполнять привилегированные команды PowerPC. Не следует путать эти привилегированные команды с привилегированными командами MI (такими как «PWRDWNSYS,» с которой мы встречались в главе 7) — привилегированные команды PowerPC исполняет только SLIC. Примером привилегированных команд PowerPC могут служить команды работы с тегами, например «lq».

Разряд пользовательского состояния (MSRUS) поддерживает уровни защиты AS/ 400 от 40 и выше. Он позволяет различать системное и пользовательское состояние процесса. Разряд пользовательского состояния определяет, могут ли полномочия быть помещены в указатель, и может ли процесс выполнять привилегированные команды MI. Данный разряд используется также для защиты памяти. Обратите внимание, что разряд пользовательского состояния также задействован только в режиме активных тегов.

Обзор трансляции адреса

На рисунке 8.3 показана трансляция адреса PowerPC в режиме активных тегов. Аппаратура определяет, является ли 64-разрядный адрес, используемый программой, транслируемым адресом, адресом E = R или адресом E = DS. Для классификации используются старшие 12 разрядов (3 шестнадцатиричные цифры) эффективного адреса. Если эти три старшие цифры равны 800, то это адрес E = R. Некоторые компоненты SLIC, которым нужен доступ ко всем частям памяти, работают с реальными адресами, как и большая часть кода управления памятью. Часть пространства эффективных адресов зарезервирована для адресов E = R. Не случайно именно 252 этих адресов (64 разряда — 12 старших разрядов для 800 = 252) соответствуют диапазону реальных адресов.

Рисунок 8.3. Трансляция адреса в режиме активных тегов

Когда аппаратура обнаруживает адрес E=R, она проверяет разряд проблемного состояния, чтобы определить, может ли процесс, сгенерировавший такой адрес, выполнять привилегированные команды: PowerPC (MSRPR = 0). Если это так, то остальные 52 разряда адреса E=R передаются непосредственно основной памяти как реальный адрес. Если MSRPR = 1, то в зависимости от версии процессора, он будет либо генерировать прерывание, либо рассматривать адрес как транслируемый — разные процессоры PowerPC реагируют по-разному. Если использование адреса E=R допустимо, то накладных расходов при трансляции адреса не возникает. Мы любим говорить, что число 800 — ключ, открывающий бесплатный доступ к памяти.

Для доступа к пространству ввода-вывода, которое мы кратко обсудили в главе 2, в архитектуре PowerPC используется диапазон адресов, называемых адресами прямого сохранения. Это внешнее адресное пространство, которое для процессора выглядит как часть памяти. На самом деле, оно, конечно, таковым не является; эти адреса используются для обозначения подключенных к системе устройств ввода-вывода.

Обычно, устройства в любой системе подключены к шине ввода-вывода. В главе 10 мы расскажем, что устройства AS/400 подключены к процессорам ввода-вывода, которые, в свою очередь, подключены к шинам ввода-вывода. Таким образом, адрес прямого сохранения используется в AS/400 для идентификации как шины ввода-вывода, так и подключенного к ней процессора ввода-вывода.

В архитектурах данного типа, которые часто называют вводом-выводом, отображенным в память, специальный набор команд процессора для работы с устройствами не требуется. Взамен для передачи команд и данных применяют любые команды загрузки или сохранения в это внешнее адресное пространство.

Если старшие три шестнадцатиричные цифры эффективного адреса равны 801, то это адрес E = DS. Обнаружив этот адрес, аппаратура проверяет разряд проблемного состояния, чтобы определить, может ли процесс, сгенерировавший адрес, выполнять привилегированные команды PowerPC (MSRPR= 0). Если это так, то остальные 52 разряда адреса E = DS передаются непосредственно пространству ввода-вывода. Как и адреса E = R, адреса E = DS имеют 228 эффективных сегмента. Если MSRPR = 1, то в зависимости от версии процессора, он будет либо генерировать прерывание, либо рассматривать адрес как транслируемый.

Если три старшие шестнадцатиричные цифры не равны ни 800, ни 801, то это транслируемый адрес. Так как система находится в режиме активных тегов, то эффективный адрес является виртуальным. Для трансляции виртуального адреса в реальный используется таблица страниц.

Рисунок 8.4. Этапы трансляции адреса (режим активных тегов)

На рисунке 8.4 представлены этапы трансляции адреса в режиме активных тегов. Старшие 40 разрядов эффективного адреса называются идентификатором эффективного сегмента (ESID), а младшие 24 — смещением. Как показано на рисунке, смещение подразделяется на страничное и байтовое. Каждое из полей смещения имеет длину 12 разрядов. Страничное смещение задает страницу сегмента, а байтовое — байт страницы.

Первый шаг процесса трансляции — создание идентификатора виртуального сегмента (VSID). В режиме активных тегов это просто ESID. Виртуальный адрес, как и эффективный, имеет размер 64 разряда и включает 24-разрядное смещение. VSID и страничное смещение виртуального адреса составляют номер виртуальной страницы (VPN). На рисунке 8.4 видно, что VPN имеет длину 52 разряда. VPN используется для определения номера реальной страницы (RPN) по таблице страниц. RPN — это номер страничного фрейма в памяти, а не номер страницы на диске. Байтовое смещение всегда передается от эффективного адреса виртуальному и затем реальному без изменений. Оно задает байт на 4-килобайтной странице и никогда не участвует в процессе трансляции.

Для сравнения на рисунке 8.5 показаны этапы трансляции адреса в режиме неактивных тегов. Данный механизм трансляции не используется в AS/400, но все же полезно представлять себе как сходство, так и различие трансляции адреса в AS/400 и в таких ОС, как AIX. В данном случае, ESID используется для обращения к таблице сегментов, из которой извлекается VSID. Обращение к таблице страниц, которое мы скоро рассмотрим, в режимах активных и неактивных тегов выполняется одинаково. Следует также отметить размер полей адреса. В режиме неактивных тегов порции смещения (поля страницы и байта) эффективного и виртуального адреса равны 28 разрядам, в режиме активных тегов — 24. 28 разрядов были выбраны в соответствии с числом разрядов смещения в прежней 32-разрядной архитектуре Power и по-прежнему используются на некоторых процессорах RS/6000.

Рисунок 8.5. Этапы трансляции адреса (режим неактивных тегов)

Мы не станем подробно рассматривать таблицу сегментов и сосредоточим свое внимание на таблице страниц. Ее реализация очень похожа на реализацию таблицы сегментов, где для поиска записи применяется тот же общий подход.

В AS/400 трансляция виртуального адреса в реальный, использующая таблицу страниц, более важна, чем трансляция сегментов, так как большинство эффективных адресов обходят таблицу сегментов.

Трансляция адреса виртуальный—реальный

Таблица страниц — структура данных в памяти, содержащая RPN. При построении таблицы страниц в большинстве отличных от AS/400 реализаций виртуальной памяти, каждой странице виртуальной памяти соответствует одна запись в таблице. Номер виртуальной страницы — VPN — используется как индекс в таблице страниц для выбора одной из записей. Выбранная запись содержит номер реальной страницы — RPN, который затем становится частью реального адреса.

Описанная структура страничных таблиц используется многими системами, например System/370. Предположим, что у нас есть компьютер с 32-разрядным виртуальным адресом и 4-килобайтной страницей. Размер VPN для этого адреса — 20 разрядов. Если далее предположить, что одна запись страничной таблицы занимает 4 байта, то размер всей таблицы составит 4 МБ. Такая таблица очень велика, но все-таки приемлема для систем с большими объемами памяти. Однако, если виртуальный адрес больше 32 разрядов (48 или 64), то размер обычной страничной таблицы становится неприемлемо большим.

System/38 была первой из массовых вычислительных систем, где использовалась инвертированная таблица страниц. В такой таблице содержится по одной записи на каждую реальную страницу (страничный фрейм) памяти, а не на каждую виртуальную страницу памяти, расположенную на диске. Общий размер такой инвертированной таблицы прямо зависит от размера памяти. Чем больше память, тем больше размер таблицы, но доля памяти, занятая таблицей остается неизменной.

Самое сложное в инвертированной таблице страниц — нахождение нужной записи. Теперь нельзя напрямую использовать VPN как индекс в таблице, так как нет однозначного соответствия между VPN и записью таблицы. Необходим какой-то иной способ. Прием, используемый в AS/400, заключается в применении к VNP для определения записи страничной таблицы хеш-функции.

Хеширование

Хеширование всегда было концепцией, трудной для объяснения. Хеш-функция AS/ 400 сначала выполняет над несколькими старшими и младшими разрядами VPN операцию «Исключающее или». Затем между полученным значением и разрядами маски из специального регистра, содержащего размер страничной таблицы, выполняется операция «И». Наконец, для результата и реального адреса страничной таблицы выполняется операция «Или», которая и дает 52-разрядный реальный адрес в страничной таблице. Очень мало людей по-настоящему понимает, зачем и как работает хеш-функция. Тем не менее, желающих проникнуть в ее секреты всегда было достаточно.

Несколько лет назад, раздумывая нет тем, как объяснить хеширование раз-вв" работчикам System/38, я бродил по магазину Sears в Рочестере. Чуть раньше ш я отправил заказ в отдел продаж по каталогу и хотел узнать, был ли он полу-

чен. Когда я поинтересовался об этом в столе заказов, у меня спросили две последние цифры моего телефона. Я назвал: «83». На стене за спиной служа-

щего располагалось сто отделений, пронумерованных от 00 до 99. Работник магазина вытащил стопку бумаги из отделения 83 и начал искать мой заказ. После того как заказ был найден, мне сказали, что выписанный товар еще не

получен. Я немедленно выпалил в ответ: «У Вас только что произошла страничная ошибка». Сотрудник Sears ничего не понял и был несколько удивлен. Зато я внезапно осознал, как объяснить хеширование.

Sears использовал хеш-функцию для отслеживания полученных заказов, точно так же, как мы отслеживаем, какие страницы находятся в памяти. Было решено уникально идентифицировать клиента по имени и номеру телефона. Вместо того, чтобы хранить запись о каждом клиенте, который мог бы сделать заказ, компания решила хранить записи только о тех клиентах, которые сделали заказ, но еще не забрали его. Для ускорения поиска сотрудник выбрал только часть полной идентификации клиента — две последние цифры телефонного номера. Таким образом, все сделанные заказы были отсортированы по этим двум последним цифрам. Чтобы получить информацию о выполнении заказа, необходимо было в поисках имени заказчика просмотреть лишь одно из 100 отделений.

Функция, использовавшаяся Sears (выбор двух последних цифр телефонного номера), давала достаточно равномерное распределение заказов по ста отделениям, то есть для поиска в каждом из отделений требовалось примерно одинаковое количество времени. Если бы, например, Sears использовал первые две цифры телефонного номера, то некоторые отделения были бы просто забиты, а остальные — пусты (почти в каждой местности большинство телефонов начинается одинаково), так что выбор первых двух цифр дал бы плохое распределение. Аналогично, комбинация операций, используемых для создания хеш-кода в AS/400, гарантирует равномерное распределение по «отделениям» таблицы страниц.

В AS/400 эквивалент отделения Sears — группа записей страничной таблицы (PTEG). Каждая PTEG содержит восемь записей таблицы (PTE). Алгоритм хеширования определяет одну из таких PTEG. Затем, необходимо просмотреть восемь записей группы, чтобы найти VPN, совпадающий с VPN транслируемого виртуального адреса. Данный поиск необходим, так как на одну и ту же PTEG отображается много виртуальных адресов. Аналогичная ситуация в Sears — одни и те же две цифры могут быть последними в телефонных номерах нескольких клиентов. Номер отделения говорит лишь о том, что все заказы в данном отделении принадлежат людям, телефонные номера которых заканчиваются на две эти цифры. Для того чтобы найти заказ конкретного клиента, необходимо просмотреть все заказы в отделении.

Число сделанных, но не полученных клиентами заказов может изменяться в течение дня, и Sears пришлось это учесть. Они использовали фиксированное число отделений с переменным числом записей в каждом. AS/400 тоже использует фиксированное число отделений, но как мы только что видели, число записей в отделении также фиксировано. Данный VPN может быть, а может и не быть найден в одном из восьми PTE. Если число записей не умещается в PTEG, то используется вторичная таблица страниц, которая содержит переменное число записей.

В большинстве реализаций AS/400 количество PTEG равно, как минимум, половине общего количества реальных страниц памяти. Учитывая, что в каждой PTEG 8 записей, таблица данного размера способна отображать в четыре раза больше страниц, чем может поместиться в память. Другими словами, среднее число используемых PTE на PTEG равно лишь двум. Это среднее значение подразумевает, что функция хеширования обеспечивает равномерное распределение по всем PTEG. Впрочем, могут возникнуть и ситуации, когда на одну или несколько PTEG будет приходиться более восьми записей. В таких случаях, дополнительные записи хранятся во вторичной таблице страниц. Представьте себе, что одно из отделений Sears слишком переполнено, и все заказы в нем не помещаются. Тогда некоторые из заказов необходимо хранить не в отделении, а где-то еще. Это «где-то еще» и есть эквивалент вторичной таблицы страниц.

В AS/400 если PTE не найдена ни в первичной, ни во вторичной таблице страниц, значит в памяти ее нет, и мы имеем дело со страничной ошибкой. Компонент управления памятью SLIC должен обратиться к диску и перенести запрошенную страницу в память. Необходимо также обновить таблицу страниц, чтобы отразить присутствие новой страницы в памяти. Конечно, для освобождения места под новую страницу компонент управления памятью должен удалить какую-то другую страницу.

Следующие три раздела содержат по-настоящему «острую» информацию, так что я пометил их тремя перцами.

В первом рассматривается процесс трансляции виртуального адреса в реальный и использование для этого записей таблицы страниц. Этот раздел предназначается тем читателей, которые любят «играть» с битами.

Следующий раздел описывает, как SLIC или транслятор могут управлять доступом к памяти каждой страницы. Такое управление требуется многоканальным RISC-процессорам с многоуровневой памятью, выполняющим операции с памятью не в том порядке, в какой они следуют в потоке команд. В архитектуре PowerPC имеется четыре бита управления режимами, которые могут использоваться программами, и я кратко опишу их, несмотря на то, что тема может показаться очень сложной.

Наконец, третий раздел касается защиты доступа к странице. Каждая страница может рассматриваться как страница чтения/записи, страница только для чтения или недоступная страница, в зависимости от текущего состояния процессора и ключей защиты в таблице сегментов и страничной таблице. Это тема также крайне сложна.

Итак, если Вам хочется чего-то более «острого», чем предыдущие несколько разделов. то попробуйте один из следующих трех или их все.

Запись страничной таблицы

Каждая PTE занимает 16 байтов, как показано на рисунке 8.6. Первое поле каждой записи состоит из 57 разрядов и называется сокращенным номером виртуальной таблицы AVPN (abbreviated virtual page number). Внимательные читатели помнят по рисунку 8.4, что полный VPN содержит только 52 разряда. Как же сокращенная форма может быть длиннее? Дело в том, что архитектура PowerPC разработана для поддержки виртуальных адресов длиной до 80 разрядов. Для 80-разрядного виртуального адреса VPN должен состоять из 68 разрядов, так что 57 разрядов — это действительно сокращенная форма. AVPN может использоваться вместо полного VPN, так как, по крайней мере, 11 младших разрядов VPN применяются хеш-функцией и их повторения не требуется. Вспомните пример с магазином: Sears не был обязан включать последние две цифры номера телефона клиента в форму заказа, так как эти цифры используются хеш-функцией и их не нужно заново проверять при поиске. AVPN для 64-разрядного виртуального адреса в AS/400 составляет лишь 41 разряд, а его старшие 16 разрядов установлены в 0.

Рисунок 8.6. Формат записи страничной таблицы

Все PTE в PTEG последовательно просматриваются для сравнения VPN с виртуальным адресом. Если в одной из PTE обнаружен нужный AVPN и разряд действительности установлен (V=1), то 40-разрядный RPN из этой записи передается аппаратуре адресации памяти, где к нему присоединяется 12-разрядное смещение для получения реального адреса.

Другие биты PTE предоставляют дополнительную информацию о странице. Биты SW зарезервированы для использования компонентом управления памятью SLIC. Бит H определяет, находится ли данная запись в первичной или во вторичной страничной таблице страниц, которые используют несколько различающиеся хеш-функции. Бит TS задает, содержит ли данная страница указатели и, таким образом, имеет некоторые биты тега равными 1. Бит AC, если он включен, приводит в действие механизм сравнения адреса, который позволяет обнаруживать загрузки и сохранения в блок памяти. Аппаратура устанавливает биты R и C в 1 всякий раз при обращении к данной странице (бит R) или при ее изменении (бит C). Оставшиеся биты имеют отношение к режимам доступа и защите страницы (мы рассмотрим их несколько позже).

Следует несколько задержаться на битах R и С. Управление памятью использует их значения для определения страницы, которую следует удалить из памяти, когда возникает страничная ошибка и в память необходимо считать новую страницу. Управление памятью также использует эти разряды: всякий раз, когда другой компонент SLIC или транслированная программа MI запрашивает операции переноса, очистки или сброса.

Для ускорения поиска кандидата на замещение, управление памятью поддерживает «список поиска» всех страничных фреймов, которые могут быть замещены. При страничной ошибке (или при выполнении операций переноса и очистки) управление памятью вначале ищет в этом списке страничный фрейм, для которого оба бита R и С равны 0. Данная комбинация означает, что в недавнем прошлом страница не использовалась и не была изменена — значит, это лучший кандидат на замещение. После замещения страницы все биты R устанавливаются в значение 0. Таким образом, биты R позволяют определить, к каким страницам происходило обращение после последнего замещения страницы. Для тех страниц, которые не использовались недавно, значения R равны 0.

Если алгоритм замещения страницы в процессе просмотра списка поиска обнаруживает страничный фрейм, который был изменен, но давно не использовался (R=0, C=1), то такой фрейм помещается в «список изменений». Когда в этом списке набирается достаточное число страниц, запускаются одна или несколько задач откачки страниц. Страницы записываются на диск и возвращаются в список поиска (с С равным 0), где становятся кандидатами на замещение, если будут снова востребованы. Откачка страниц предотвращает заполнение памяти измененными страницами, к которым давно не было обращений.

Ясно, что поиск по таблице страниц занимает много времени — настолько много, что выполнять его при каждом обращении к памяти слишком накладно. По счастью, если страница недавно была востребована, велика вероятность, что в ближайшем будущем обращение к ней последует снова. Этот принцип лежит в основе использования справочных буферов: если Вы хотите снова использовать данную запись таблицы страниц, храните ее в регистре, чтобы обращение к ней происходило быстро. Для высокой производительности аппаратно поддерживается справочный буфер трансляции (TLB), содержащий PTE, использованные недавно. Поиск в TLB выполняется перед поиском в таблице страниц. Время поиска в TLB очень мало по сравнению с временем поиска в таблице страниц. Обычно, размер TLB достаточно велик, с расчетом, чтобы не менее 95 процентов трансляций выполнялось без необходимости обращения к таблице страниц.

Режимы доступа к памяти

Все обращения к памяти в AS/400 выполняются под управлением четырех битов режима: «Сквозная запись» W (Write Through), «Кэширование запрещено» I (Caching Inhibited), «Когерентность памяти» M (Memory Coherence ) и «Отслеживаемая память» G (Guarded Storage). Одна из характеристик RISC-процессоров — способность программ контролировать аппаратуру. Значения этих четырех разрядов устанавливаются SLIC для обеспечения части такого контроля на уровне страниц. При всех транслируемых обращениях значения разрядов берутся из PTE. Для всех реальных адресов (E=R или при отключенном перемещении) подразумевается, что биты имеют значения 0, 0, 1 и 1. Биты W и I управляют тем, как процессор использует свой кэш данных. Бит M (обычно используется на многопроцессорных системах) задает, должен ли процессор гарантировать когерентность памяти. Бит G контролирует выборку данных и команд вне порядка их следования.

Приведем некоторую дополнительную информацию о назначении каждого из этих разрядов:

1.W (Write Through)— сквозная запись.

Если W=1, то любое изменение кэша данных записывается и в основную память. Этот разряд устанавливается, если данные в основной памяти должны быть постоянно в актуальном состоянии, например, потому что они используются несколькими процессорами. Команды загрузки будут использовать копию данных из кэша, если она там есть. При сохранении будут обновляться копии в кэше и основной памяти.

2.I (Caching Inhibited)— кэширование запрещено.

Если I=1, то доступ выполняется непосредственно к основной памяти. Во время обращения ни данные по этому адресу, ни содержащий их блок памяти не копируются в кэш. Отключение кэширования может быть полезно при последовательной обработке больших блоков данных, которая иначе будет вызывать постоянную смену содержимого кэша.

3.M (Memory Coherence) — когерентность памяти.

Если M=1, то процессор должен гарантированно обеспечивать когерентность данных. Под когерентностью понимают упорядочение операций записи по данному адресу памяти. Дело в том, что для повышения производительности аппаратура управления памятью иногда может записывать данные в память не в том порядке, в котором процессор выдает команды сохранения. Такой механизм может вызвать проблемы, если область памяти совместно используется несколькими процессорами и порядок операций записи в данную область памяти важен. Установка данного бита для страницы упорядочивает операции записи в эту страницу, выполняемые всеми процессорами.

4.G (Guarded Storage) — отслеживаемая память.

Если G=1, то выборка данных и команд вне порядка их следования с данной страницы запрещена. Для более высокой производительности некоторые процессоры могут выполнять команду до того, как это потребуется при последовательном выполнении. Предположим, например, что у некоторого процессора имеется конвейер команд, не занятый в течение данного цикла. Если далее в потоке команд есть подходящая для конвейера, то процессор начнет ее выполнять. Это называется выполнением вне порядка следования. Конечно, машина должна вести себя в соответствии с моделью последовательного выполнения. Если до того момента, когда процессор в нормальном случае дошел бы до команды, выполненной вне порядка следования, происходит переход или прерывание, то состояние процессора должно быть восстановлено так, как если бы он никогда не выполнял эту команду. Иногда поведение области памяти может не соответствовать модели опережающего выполнения. Например, если область памяти используется устройством ввода-вывода, то опережающая запись в нее может вызвать выполнение ошибочной операции. Если SLIC необходимо гарантировать, что подобного не произойдет, то для соответствующей страницы можно включить бит G.

Защита страниц

С трансляцией адреса связан еще один вопрос — защита памяти. Механизм защиты памяти AS/400 обеспечивает защиту для блоков размером в одну страницу, в отличие от битов тега, защищающих указатели в 16-байтовых блоках памяти. Разница и в том, что теги не предотвращают доступа к указателю, а лишь определяют факт модификации после того, как она уже произошла. Механизм защиты страниц может предохранить страницу от чтения или записи.

Рисунок 8.7. Защита страниц

PTE содержит два бита защиты страниц (PP), которые вместе с битом MSRUS используются для определения разрешенного типа доступа к странице. Вспомним, что бит MSRUS установлен в 1 при исполнении пользовательского кода, и в 0 — при исполнении кода ОС. На рисунке 8.7 показаны типы доступа, разрешенные для каждого сочетания. Доступ «чтение/запись» означает, что исполняющаяся программа может читать и изменять страницу; доступ «только чтение» — что программа может читать, но не изменять страницу; и «нет доступа» — что программа не может ни читать, ни изменять страницу. На рисунке также показано основное назначение режимов защиты и разрешенные типы доступа к странице по значению ключа и разрядов PP. Например, весь сгенерированный MI код и константы хранятся на страницах, доступных только для чтения.

Ну, вот, мы и выбрались из этих «наперченных» разделов. Давайте теперь рассмотрим управление дисками, и то, как оно сочетается с одноуровневой памятью. Эта тема должна быть для большинства читателей значительно более удобоваримой.

Управление дисками

Компонент SLIC, отвечающий за управление дисками AS/400, называется управлением вспомогательной памятью (auxiliary storage management). В его обязанности входит:

управление пулами вспомогательной памяти ASP (набор из одного или нескольких дисковых устройств);

создание, расширение, усечение и разрушение сегментов на диске;

управление свободным пространством на каждом диске;

управление справочниками, связывающими виртуальные адреса с областями на диске.

Пулы вспомогательной памяти

В основе System/38 лежала мысль: локализовать все сведения о дисковых устройствах ниже границы MI. Никакой код выше MI, будь то прикладная программа, или ОС, не должны были владеть какой-либо информацией, даже о том, подключены ли к системе диски. Независимость от технологии предполагает, что никакое ПО не должно зависеть от особенностей устройств ввода-вывода. Однако ПО, конечно, необходимо иметь информацию о таких устройствах, как терминалы и принтеры. Так почему диски должны быть исключением?

Дело в том, что некоторые из нас, разработчиков System/38, были тогда, середине 70-х, твердо убеждены, что у дисков нет будущего. В конце концов, сколько еще может продержаться технология, занимающаяся покрытием пластин ржавчиной? Мы полагали, что диски скоро и неизбежно будут вытеснены какими-нибудь новыми полупроводниковыми устройствами: цилиндрическими магнитными доменами, или приборами с зарядовой связью... А может быть, технологии основной памяти станут настолько дешевы, что никакой иной формы хранилища и не потребуется[ 71 ]

Так вот, для того, чтобы эти новые технологии по мере готовности можно было легко встроить в System/38, мы изолировали все сведения о дисках ниже MI. Однако, это «незнание» о дисках, привело к возникновению проблем[ 72 ]. Если диск в System/ 38 выходил из строя, и восстановление было невозможно, то нигде выше MI не сохранялось сведений, что же было на этом диске. После ремонта или замены диска, приходилось заново восстанавливать данные на всей дисковой подсистеме из последней резервной копии — не очень приятное занятие. Поэтому мы решили, что в OS/400 все же нужны некоторые сведения и возможности управления дисками. Так появились пулы вспомогательной памяти (ASP).

ASP — это набор дисковых устройств. Вся дисковая память пула выглядит как одна непрерывная область в памяти. Отдельные устройства невидимы. Минимальный размер ASP — один диск, а вся дисковая память AS/400 может быть разделена максимум

на 16 ASP.

Первый ASP — всегда системный. OS/400 и некоторые типы системных объектов, управляемые ею, должны располагаться в системном ASP. Кроме того, может быть определено до 15 пользовательских ASP. Объект, который не обязан находиться в системном ASP, может быть помещен в любой пользовательский ASP, на котором должен уместиться целиком. Объекты не могут пересекать границу ASP.

Благодаря такому разделению дисковой памяти, любой сбой диска изолирован внутри одного ASP, что позволяет значительно сократить время восстановления, если таковое потребуется. Некоторые типы объектов, например, приемники журналов, также могут быть изолированы от других частей системы. Управлением ASP занимается компонент управления дисками в SLIC.

Сегменты памяти

Каждый объект состоит из одного или нескольких не перекрывающихся сегментов. При создании сегмента должны быть заданы несколько характеристик. Одна из них — начальный размер. На основании начального размера компонент управления дисками выделяет страницы для сегмента. Как мы отмечали в главе 5, бит авторасширения в заголовке сегмента указывает, может ли сегмент быть расширен. Если это так, то его размер может увеличиваться до максимального размера в 16 МБ.

Дисковые экстенты

При создании нового сегмента дисковое пространство выделяется для него в виде одного или нескольких экстентов. Дисковый экстент — это набор последовательных 520-байтовых секторов диска. Минимальное число секторов в экстенте равно восьми, так как минимальным участком выделяемой памяти является 4-килобайтная страница. Число страниц экстента всегда выражено степенью двойки. Таким образом, возможны размеры экстентов 4, 8, 16, 32, 64 КБ, и т. д. до 16 МБ.

Использование экстентов упрощает управление свободным пространством на диске, так как ограничивает число размеров фрагментов. Управление вспомогательной памятью использует машинный индекс, чтобы отследить свободные экстенты каждого диска и объединяет смежные экстенты в экстент большего размера. Такое объединение очень просто и быстро. Так как величина любого экстента всегда наполовину меньше размера следующего, то при освобождении экстента простая проверка позволяет определить, свободна ли другая половина. Если это так, то обе половины объединяются в экстент большего размера. Процесс продолжается до тех пор, пока дальнейшее слияние не окажется невозможным.

Виртуальный сегмент, особенно расширенный, может состоять из нескольких физически несмежных экстентов диска. Когда сегмент нужно расширить, компонент управления памятью находит комбинацию экстентов, размер которой позволяет хранить запрошенное число страниц. Такие экстенты могут располагаться даже на разных дисковых устройствах, но обязательно в одном ASP.

Выводы:

Объект может состоять из одного или нескольких сегментов.

Сегмент может состоять из одного или нескольких экстентов.

Экстент состоит из одной или нескольких страниц (их число всегда — степень 2).

Страница состоит из восьми секторов диска.

Сектор состоит из 520 байтов диска (512 байтов данных и 8 байтов заголовка)[ 73 ].

Сегменты группы доступа

Ранее мы говорили, что сегменты создаются либо как постоянные, либо как временные. Временный сегмент может быть также создан как часть группы доступа. На этих группах доступа мы остановимся немного подробней.

Назначение группы доступа — повышение производительности при считывании в память и переписывании на диск временных сегментов, связанных с каким-либо пользовательским заданием. Типична ситуация, когда с таким заданием связаны десятки временных объектов. Если бы работа с ними велась как с обычными объектами, то каждый занимал бы один или несколько временных сегментов, состоящих, по меньшей мере, из одного экстента. Перемещение всех страниц данного задания на диск потребовало бы минимум по одной операции ввода-вывода на экстент. Те же накладные расходы: требовались бы и при считывании всех страниц задания обратно в память.

Группа доступа — это системный объект, введенный для устранения большей части описанных накладных расходов. Группа доступа состоит из двух сегментов: первый, базовый, включает в себя таблицу содержимого (ТОС); второй — сегмент данных. Каждая запись ТОС содержит эффективный адрес одной из страниц в сегменте данных.

При создании временного объекта в группе доступа, его сегменты будут размещены на следующих доступных местах сегмента данных группы доступа, и ТОС будет соответствующим образом модифицирована. Таким образом, несколько физически небольших временных сегментов могут быть упакованы внутри одного экстента сегмента данных на диске, и их чтение/запись можно будет выполнять одной операцией ввода-вывода.

Обратите внимание, что группы доступа работают только с физически небольшими объектами и их маленькими сегментами. Все сегменты имеют 16 МБ адресного пространства, но большинство временных сегментов задания занимают лишь несколько страниц физической памяти. Группы доступа очень хороши для таких маленьких временных сегментов. Для постоянных объектов они не используются, так как постоянные объекты обычно имеют больший размер.

Каталоги вспомогательной памяти

Теперь рассмотрим каталоги, которые поддерживаются и используются компонентом управления вспомогательной памятью для контроля за дисковым пространством.

Каталог свободного пространства — это машинный индекс (описанный в главе 6), каждая запись которого показывает расположение на диске одного экстента свободного пространства.

Статический каталог представляет собой список экстентов, выделенных предопределенным постоянным сегментам. Статический каталог используется для поиска виртуальных сегментов, которые необходимы для работы системы, когда использование нормальных (постоянного и временного) каталогов невозможно.

Постоянный каталог — машинный индекс, каждая запись которого показывает расположение на диске от одного до четырех экстентов, выделенных постоянному виртуальному сегменту.

Временный каталог — машинный индекс, каждая запись которого указывает расположение на диске от одного до четырех экстентов, выделенных временному виртуальному сегменту.

Справочный каталог — содержит список экстентов из постоянного и временного каталогов, которые недавно были востребованы. Фактически, справочный каталог — это кэш для постоянного и временного каталога. Он предназначен для того, чтобы избежать относительно долгого поиска в этих каталогах.

Каталог членов группы доступа — машинный индекс, каждая запись которого содержит адрес группы доступа, к которой относится данный член (сегмент) группы доступа.

Таблица содержимого группы доступа (TOC)— как уже говорилось, такую таблицу имеет каждая группа доступа. ТОС представляет собой список, каждый элемент которого задает расположение на диске страницы некоторого члена (сегмента) группы.

Так как каталог свободного пространства и постоянный каталог — это машинные индексы, то в результате сбоя системы они могут быть разрушены. При каждой IPL управление вспомогательной памятью проверяет состояние этих каталогов. Если каталоги разрушены, то запускается процедура восстановления каталогов: сканируется содержимое всех дисков и собирается информация, хранящаяся в заголовках секторов и сегментов. Поскольку временные объекты, включая группы доступа, во время IPL исчезают, то восстановление других каталогов не требуется.

Выводы

В 1976 году Белл (Bell) и Стрекер (Strecker) опубликовали работу с критикой Digital PDP-11. По их словам: «При проектировании компьютера только одну ошибку трудно исправить — недостаточное количество адресных разрядов»[ 74 ]. Они описали несколько причин, по которым Digital пришлось отказаться от архитектуры PDP, имевшей лишь 16-разрядный адрес, и перейти на архитектуру VAX с 32-разрядным адресом. В последние годы Digital перешла на 64-разрядную архитектуру Alpha.

Архитекторы System/38 и AS/400 поклялись, что их архитектура никогда не потерпит неудачу из-за недостатка адресных разрядов. Они определили для хранения адресов 128-разрядный указатель и обеспечили достаточно места для расширения. С точки зрения адресации, у AS/400 — большой запас прочности.

В будущем значение большой одноуровневой памяти AS/400 только усилится. Многие производители компьютеров только сейчас открывают для себя важность постоянства объектов. По мере того как все больше ОС становятся объектно-ориентированными, специалисты осознают, что для совместного использования объектов для последних должна быть возможность существовать вне процесса. В объектно-ориентированном мире системы виртуальной памяти, которые разрушают все объекты процесса после его завершения — не самый лучший вариант. Постоянные объекты AS/400 — элегантное решение этой проблемы.

В следующей главе мы рассмотрим процессы AS/400 и увидим, как связаны друг с другом многие из уже обсужденных нами тем.