Когда операционка высвапливает страницу - страница из памяти не пропадает, но получает в PDR признак "не в памяти", хотя в физической памяти она по своему адресу есть. Если процесс обратится по этому адресу - операционка получит прерывание и если страница ещё не обнулена "системным обнулителем" - операционка просто заменит признак в PDR и процесс получит доступ к странице без её чтения операционкой из свопа.Сообщение от Hunta
С любовью к вам, Yandex.Direct
Размещение рекламы на форуме способствует его дальнейшему развитию
И каким боком при этом MMU?
Вопрос - а на хрена был поставлен признак - страница не в памяти? Может потому что её уже выгрузили или ещё не загрузили? Потому как ставить это признак для чего то ещё - зачем??
- - - Добавлено - - -
Потому что есть в любое время предел возможностей железа - это раз и потому что - наши отца так делали - значит и нам так делать - это два (хотя уже никто нихрена не помнить - какого хрена они так делали (а потому что раньше по другому не получилось бы - но не сейчас). Делать без понимания - почему - это наше всё.
Если MMU не может дать прерывание - страница загружена не будет. Но чтобы MMU дал прерывание - он должен "что-то заподозрить" ( вроде записи в страницу, запрещённую для записи ), но без признака "страница не в памяти" - MMU никак не может узнать, что страница не в памяти, потому что на самом деле страница всегда в памяти, но не всегда принадлежит тому процессу, который к ней обращается. В том и суть свопа, что одна и та же страница принадлежит куче процессов, но только у одного процесса-владельца для этой страницы сброшен в MMU флаг "страница не в памяти".
Операционка никак не может узнать, какими страницами процесс реально пользуется, а какими нет - все обращения идут напрямую от процесса через MMU в страницу. Поэтому для обнаружения страниц, к которым давно нет обращения - коварная операционка время от времени помечает все страницы, как "не в памяти" и если пометка продержалась до следующего захода - счётчик "забытости" страницы инкрементируется, чтобы когда память закончится - первой отправилась в своп самая забытая страница.
- - - Добавлено - - -
Чтобы не устраивать такие извращения - можно выделить самый младший бит PDR ( помеченный, как Not Used ) в качестве флага Not Used, который никогда не устанавливается MMU (но может быть установлен программно) и сбрасывается MMU при любом обращении к странице.
Последний раз редактировалось Patron; 04.09.2017 в 02:41.
Одного бита мало - не узнаешь самую забытую страницу, все забытые страницы будут одинаковыми.
А вообще, здешние беседы изрядно напоминают обсуждение количества ангелов, помещающихся на кончике иглы...
Кто мешает тебе выдумать порох непромокаемый? (К.Прутков, мысль № 133)
Название темы:32-разрядный процессор, полностью совместимый с архитектурой PDP-11. ПОЛНОСТЬЮ СОВМЕСТИМЫЙ.
Вопрос номер один, убивающий тему на корню - как им образом 32-битный процессор может быть ПОЛНОСТЬЮ СОВМЕСТИМЫМ с 16-битным процессором.
Учитывая, что диспетчером памяти управляет только операционка, но не пользовательские процессы - а значит им по барабану, как управлять MMU, а значит, перекомпиляция их под 32-бита не потребует изменения кода управления MMU, который есть только в операционной системе, который всё равно придётся переделывать, потому что может сохраниться только принцип работы MMU, но не особенности его настройки, а значит - код всё равно придётся лопатить сильно.
Вопрос номер два, режущий по живому. Для каких таких тайных целей, про которые я не смог догадаться, если конечно их можно озвучивать простым смертным - принцип работы MMU в своей сути
взят от PDP-11 - где он был создан таким из за ограничений технологий того времени и особенностей архитектур 16-битной PDP-11? Потому что - так делали наши отцы - значит и нам так делать? Без понимания - почему они так делали?
Потом что с самого начала обсуждать конкретику реализации, когда стройного описания архитектуры нет и в помине. Кончик иглы несколько расширился - а никто этого не хочет понять.
С моей точки зрения - проект идёт в тупик. 1000 описателей распределения памяти, в каждый конкретный момент времени из которого используется 0.1 процента и необходимость перезагрузки которого возникает - какой там будет квант времени планировщика? Ой, у нас однозадачная операционка...
Последний раз редактировалось Hunta; 04.09.2017 в 06:24.
Да нет, все проще. Зачем сочинять процессор, для которого нет и не будет софта?
Кто мешает тебе выдумать порох непромокаемый? (К.Прутков, мысль № 133)
софт будет, если будет ОС + компиляторы.
Системный планировщик памяти регулярно ( примерно раз в секунду ) обходит регистры PDR всех запущенных процессов, для каждого PDR прибавляет содержимое его бита Not Used к счётчику "забытости" этой страницы процесса и заново устанавливает этот бит в 1.
- - - Добавлено - - -
Имеется в виду режим эмуляции 16-разрядной архитектуры, автоматически активируемый процессором при переключении на 16-разрядный процесс. В этом режиме любое количество любых операционок PDP-11 могут загружаться и работать как обычные 16-разрядные процессы, создаваемые пультом или 32-разрядной операционкой. Таким образом архитектура позволяет одновременное выполнение и 16-разрядных, и 32-разрядных процессов.
В принципе - можно предусмотреть 32-разрядную команду, задающую количество последующих 16-разрядных слов, интерпретируемых процессором как 16-разрядный код. Но для такого 16-разрядного кода уже будут некоторые ограничения, по сравнению с кодом 16-разрядного процесса.
Для простоты портирования RSX. Если делать нормальный диспетчер памяти, позволяющий отображать файлы в память не кусками по 64Мб, а хотя бы кусками по 512Кб ( примерно столько современные HDD считывают во внутренний буфер при любом обращении к диску ) - о похожести организации MMU на MMU PDP-11 придётся забыть.
Но если забыть об эффективном отображении файлов - 32-разрядный MMU с поддержкой свопа кусками по 64Мб может отличаться от MMU PDP-11 только количеством регистров PAR/PDR ( 64 вместо 8 ) и небольшими изменениями логики работы.
Эту тему просматривают: 1 (пользователей: 0 , гостей: 1)
Ваши права
Ответить с цитированием
