Контрольная итоговая за 3 класс: Тест по математике (3 класс): Итоговая контрольная работа по математике 3 класс Школа России

Скачать БЕСПЛАТНО

Посетите семинар по выставлению оценок

Откройте для себя секреты голливудской цветокоррекции на нашем бесплатном часовом онлайн-семинаре.

Записаться в Академию

Поднимите свое кино и карьеру на новый уровень с помощью нашей полной сквозной Академии цветокоррекции. *

Выберите обучение ниже, щелкнув значок программного обеспечения.

РУКОВОДСТВО ПО ОЦЕНКЕ ЦВЕТА

Наш набор навыков!

Mauris efficitur id felis a egestas. Morbi semper ante nec elit pretium placerat et sit amet mauris. Fusce at orci sapien.

Плагины, обучение цветом и LUT

ПРОДУКТЫ

CINEMA GRADE

Революционный НОВЫЙ способ калибровки цвета проще и быстрее, чем когда-либо прежде.

АКАДЕМИЯ ОЦЕНКИ ЦВЕТОВ

Полное обучение цвету.
Примечание: Необходимо посетить семинар для получения более подробной информации / специального предложения.

ДВИГАТЕЛЬНЫЕ КАРТИНЫ LUTS

Добейтесь голливудских образов с помощью LUT, основанных на 22 культовых фильмах и телешоу.

COLOR FINALE

Первая и самая продвинутая в мире система цветокоррекции для Final Cut Pro X

ПЕРЕХОДЫ PREMIERE PRO

Получите 10 лучших переходов Premiere Pro, которые можно БЕСПЛАТНО редактировать на следующем уровне.

УТИЛИТА LUT

Примените таблицы поиска в Final Cut Pro X в версиях 10.3 и более ранних.

Color Grading Central LLC @ 2020

Мы хотим, чтобы у вас был отличный опыт, поэтому мы предлагаем вам 3 разных способа связаться с нами!

ПОДДЕРЖКА

ЭЛЕКТРОННАЯ ПОЧТА

[email protected]

ПОДДЕРЖКА МЕССЕНДЖЕРА

КОНТАКТНАЯ ФОРМА

, показанная на значке

Cinema Grade для вашего программного обеспечения.

Автономная утилита LUT — Центр цветокоррекции

Применить справочные таблицы в
Final Cut Pro X 10.3 * и Более ранние версии

Если вы давно хотели применить LUTs к LOG или имитировать другую пленку выглядит как Motion Picture Film LUTs в Final Cut Pro X , мне даже не нужно продавать вам в этом плагине.

Final Cut Pro X 10.3 и более ранние версии и Motion 5 Пользователи могут применять к своим материалам 3D LUT или таблицы поиска!

LUT Utility позволяет применять LUT с по LOG экспонированных изображений из: Arri Log C , Blackmagic Camera Film , Canon C-Log , DJI DLog , GoPro Protune , Panasonic V-Log , RED Filmlog , Sony S-Log , Technicolor Cinestyle и любые другие «плоские» Log изображение профиля! Любое «плоское» изображение может выиграть, если будет применен правильный LUT .

И, пожалуй, наиболее захватывающим является то, что LUT Utility позволяет вам применять LUT для печати на пленке для точной имитации различных материалов пленки и процессов пленки!

ПРИМЕЧАНИЕ. Теперь вы можете применять LUT изначально в Final Cut Pro X 10.4 и более поздних версиях с помощью встроенного эффекта «Custom LUT». Для версий 10.3 и более ранних вам потребуется LUT Utility.

Изучите наш НОВЫЙ плагин Cinema Grade , если вы хотите испытать предварительный просмотр LUT в Final Cut Pro X в реальном времени!

Применение 3D LUT для адресации видеоматериалов журнала и точной имитации внешнего вида пленки

ООО « Центр Градуировки Цвета » @ 2020

Примените таблицы поиска в Final Cut Pro X 10.3 * и ранее

ДЛЯ FINAL CUT PRO X 10.3 * И РАНЕЕ

* Final Cut Pro X 10.4 и более поздних версий имеет встроенный эффект LUT. Мы предлагаем вам проверить Cinema Grade для предварительного просмотра LUT в реальном времени.

* Final Cut Pro X 10.4 и более поздних версий имеет встроенный эффект LUT. Мы предлагаем вам проверить Cinema Grade для предварительного просмотра LUT в реальном времени.

CS 416 Exam 3 Study Guide

Трехчасовое руководство к выпускному экзамену

Пол Кшизановски

Последнее обновление: Вс, 22 фев, 11:43:07 EST 2015

Заявление об отказе от ответственности: В этом учебном пособии делается попытка затронуть самые важные темы, которые могут быть рассмотрены на экзамене, но не претендуют на обязательно охватите все, что нужно знать для сдачи экзамена.Не принимайте буквально трехчасовое временное окно в названии.

Некоторые вводные термины:

• Пакетные системы : операционные системы, которые будут выполнять программу до конца, а затем загружать и запускать следующую программу.
• Мультипрограммирование : хранить в памяти сразу несколько программ и переключаться между ними.
• Разделение времени : мультипрограммирование с вытеснением, когда система может остановить выполнение одного процесса и запустить другой.
• Переносимая операционная система : операционная система, не привязанная к определенной аппаратной платформе. UNIX был одна из первых портативных операционных систем. Windows NT также была написана, чтобы быть независимой от архитектуры.
• Операционная система Microkernel : операционная система, которая предоставляет только самые важные механизмы, необходимые для взаимодействия с оборудованием и управления потоками и памятью. Функции операционной системы более высокого уровня, такие как управление файловыми системами, сетевым стеком или планирование политики делегируются процессам пользовательского уровня, которые взаимодействуют с микроядром через механизмы межпроцессного взаимодействия (обычно сообщения).

Механизм представляет собой абстракцию программного обеспечения: функциональный интерфейс. Он определяет, как что-то делать. Политика определяет, как этот механизм ведет себя (например, обеспечивает соблюдение разрешений, временных ограничений или целей). Хороший дизайн требует, чтобы мы разделяли механизмы и политики.

Загрузчик — это небольшая программа, которая запускается во время загрузки и загружает операционную систему. Загрузчики иногда разбиваются на несколько этапов.Многоступенчатый загрузчик запускается с помощью простого загрузчика, который затем загружает более сложный загрузчик, который затем загружает операционную систему. Эта последовательность каскадной загрузки называется , загрузка цепочки .

На классической архитектуре ПК компьютер запускает код в BIOS системы при запуске. Этот код BIOS выполняет тест при включении определяет и инициализирует некоторое оборудование, а затем загружает первый блок диска, который известная как основная загрузочная запись или MBR .MBR содержит таблицу, определяющую разделы диска и код, который будет загружать загрузочную запись тома ( VBR ), которая — это первый дисковый блок указанного загрузочного раздела. Он содержит код для чтения последовательных последовательных блоков для загрузки дополнительные блоки, составляющие загрузчик второй ступени. Этот загрузчик может предоставить пользователю выбор операционных систем для загрузки и возможность чтения этих файлов из файловой системы. Универсальный расширяемый интерфейс микропрограмм , EFI является преемником BIOS и содержит диспетчер загрузки, который может напрямую загружать файлы, помещаемые в загрузочный раздел EFI.У него есть интеллект, чтобы проанализировать несколько типов файловых систем, чтобы загрузить файл, который не обязательно занимает последовательные блоки диска. Файлы, загружаемые из раздела EFI, часто являются загрузчиками для отдельных операционных систем, которые затем загружаются в файл или файлы, составляющие операционная система.

Операционная система выполняет ряд функций. Это программа, которая загружает и запускает другие программы. Это предоставляет программам уровень абстракции, поэтому им не нужно заниматься деталями доступа к оборудованию.Он также управляет доступом к ресурсам, включая ЦП (через планировщик), память (через блок управления памятью), постоянные файлы (через файловую систему), сеть связи (через сокеты и IP-драйверы) и устройств (через драйверы устройств).

Операционная система работает с процессором в режим ядра (также называется привилегированный , супервизор , или системный режим ). В этом режиме процессор может выполнять привилегированные инструкции которые определяют векторы прерываний, разрешают или запрещают системные прерывания, взаимодействуют с портами ввода / вывода, устанавливают таймеры и управлять отображениями памяти.Программы, отличные от ядра, работают с процессором в пользовательском режиме и у вас нет прав на выполнение этих инструкций. Процессор, работающий в пользовательском режиме может переключиться в режим ядра, выполнив команду trap , также известную как программное прерывание . Некоторые процессоры также предлагают явные инструкции системного вызова , который является более быстрым механизмом, поскольку ему не нужно читать адрес ветки из таблицы векторов прерываний , которая хранится в памяти, но сохраняет адрес в регистре ЦП.Любой из этих подходов переключает процессор в режим ядра, сохраняет текущий счетчик программы в стеке и передает выполнение по заранее определенному адресу для этой ловушки. Контроль переключается обратно в пользовательский режим и местоположение сразу после ловушки путем выполнения возврата из исключения инструкция.

Программы взаимодействуют с операционными системами через системные вызовы . Системный вызов использует механизм ловушки для переключения управления на код операционной системы, работающий в режиме ядра.Операционная система может либо немедленно обработать запрос, либо может потребоваться поместить процесс в состоянии ожидания, поскольку для этого требуются данные, которые не готовы (например, блок диска или сетевое сообщение). Если операционная система решает, что процесс выполняется достаточно долго, может вытеснить этот процесс, чтобы позволить другому процессу работать.

Чтобы операционная система могла управлять через равные промежутки времени, программируемый интервальный таймер может быть настроен на создание периодических аппаратных прерываний, например, каждые 10 миллисекунд.Когда таймер генерирует прерывание, управление передается обработчику прерывания в ядре и процессор переведен в режим ядра. Когда операционная система готова чтобы вернуться назад, он выдает команду возврата из исключения . Прерывание или прерывание приводит к переключению режима , где выполнение передается от пользователя из режима в режим ядра. Если операционная система решит, что пора заменить текущую выполняя процессы с другим процессом, это сэкономит текущий процесс ‘ контекст и восстановить сохраненный контекст другого процесса.Контекст включает значения регистров процессора, счетчика программ, указателя стека и отображения памяти. Сохранение контекста одного процесса и восстановление другого называется переключением контекста .

Операционная система отвечает за управление системными устройствами. Три категории устройств:

• символьные устройства : любое устройство, данные которого можно рассматривать как поток байтов. Это включает в себя ввод с клавиатуры, движения мыши, вывод на принтер, ввод камеры и т. д.
• блочные устройства : любое устройство, имеющее постоянное хранилище с произвольной адресацией и возможностью чтения или записывается кусками (блоками) фиксированного размера. Эти устройства включают диски и флэш-память. Поскольку данные являются постоянными и адресуемыми, они могут быть кэшированы операционной системой, чтобы в будущем запросы на кэшированный контент могут удовлетворяться из системной памяти вместо повторного доступа к устройству. Этот тайник Часто используемые блоки данных называются буферным кешем .По сути, любое устройство, которое может использоваться для хранения файловой системы, является блочным устройством.
• сетевые устройства : сети связи на основе пакетов.

Устройствами можно управлять, отображая их регистры управления и данных в памяти. Это называется вводом-выводом с отображением памяти . Процессор может получать уведомления о состоянии устройства (например, данные готовы) либо через аппаратное прерывание, либо через путем периодического опроса оборудования (например, при отключении интервального таймера).Данные могут передаваться между устройством и системой с помощью программного обеспечения, которое считывает / записывает память устройства. Этот называется программируемый ввод / вывод (PIO). В качестве альтернативы устройство может иметь доступ к системной шине памяти и может использовать прямой доступ к памяти ( DMA ) для передачи данных в / из системной памяти без использования процессор.

Процесс — это выполняемая программа. Он включает в себя состояние регистров процессора и карту памяти для программа.Карта памяти содержит несколько областей, которые операционная система выделила и инициализировала, когда процесс был первый создан. Эти регионы:

• текст: машинная инструкция
• данные: инициализированные статические и глобальные данные
• bss: неинициализированные статические данные, которые были определены в программе (например, глобальные неинициализированные строки, числа, структуры)
• куча: динамически выделяемая память (полученная через запросы выделения памяти)
Стек
• : стек вызовов, который содержит не только адреса возврата, но также локальные переменные, временные данные и сохраненные регистры

Текст и данные присутствуют в сохраненной программе.Размер сегмента bss также фиксирован и известен в сохраненная программа. Куча и стек распределяются динамически. Процесс может находиться в одном из трех состояний:

• работает : процесс в настоящее время выполняет код на CPU
• готов : процесс в настоящее время не выполняет код, но готов сделать это, если операционная система даст ему возможность
• заблокировано (или ожидает ): процесс ожидает некоторого события (например, завершения запрошенной операции ввода-вывода) и будет не готов выполнять инструкции, пока это событие не будет готово.

Планировщик процессов операционной системы отвечает за перемещение процессов между состояниями готовности, и , выполняющими состояний. Система, в которой операционная система может сохранять контекст запущенной программы и восстанавливать контекст готовой программы, чтобы дать ей шанс для запуска называется системой с вытесняющей многозадачностью . Сегодня это используется практически в каждой операционной системе. Системы, позволяющие Программа, которая будет выполняться до ее завершения или до тех пор, пока не завершится блокировка ввода-вывода, называется без вытеснения или кооперативными системами .

Операционная система отслеживает все процессы через список. Каждый элемент в этом списке является указателем на структуру данных, которая содержит информация об одном процессе. Эта структура данных называется блоком управления процессом ( PCB ). Процесс блок управления хранит всю необходимую информацию о процессе, включая его состояние, сохраненные регистры, карту памяти, идентификатор владельца, родительский процесс, дочерние процессы и открытые файлы. Каждый процесс уникально идентифицируется идентификатором процесса ( PID ).

Основные возможности управления процессами, которые предлагают системы POSIX (Unix, OS X, Linux, * BSD и т. Д.), Включают:

вилка

fork создает новый процесс. Новый процесс является копией родительского. Он работает с той же программой и имеет тот же открытые файлы. Однако это копия, а не ссылка на родителя. Любые модификации памяти или изменения статуса открытого файла будет невидимым для родителя и наоборот.

execve

execve не создает новый процесс.Он загружает новую программу из файловой системы, чтобы перезаписать текущий процесс, повторно инициализируя карта памяти процесса. Его часто используют сразу после вилки , чтобы дочерний процесс, созданный fork для загрузки и запуска новой программы.

выход

exit сообщает операционной системе о завершении текущего процесса.

подождите

wait позволяет родителю ждать и обнаруживать завершение дочерних процессов.

сигнал

signal позволяет процессу обнаруживать сигналы, которые включают программные исключения, определяемые пользователем сигналы и сигналы смерти дочерних элементов.

убить

kill отправляет сигнал указанному процессу. Сигнал обычно можно обнаружить с помощью сигнала сигнал . Это не убивает процесс, если сигнал не является сигналом уничтожения (или завершения).

Поток можно рассматривать как часть процесса, которая связана с потоком выполнения.Процесс может иметь один или несколько потоков выполнения. Процесс с более чем одним потоком называется многопоточным . Операционная система с поддержкой потоков отслеживает процессы, как мы упоминали выше: через список управления процессами. блоки. На каждой плате теперь хранится список потоков для этого процесса (процесс должен иметь как минимум один поток). Информация о потоке (регистры, счетчик программ, указатель стека, приоритет) сохраняется в блоке управления потоком ( TCB ).Вся прочая информация, которой делятся среди потоков в процессе хранится на общей печатной плате. Обратите внимание, что хотя каждый поток получает свой собственный стек, все стеки находятся в памяти, доступной для всех потоков в процессе.

Одним из преимуществ потоков является то, что создание потоков и переключение между потоками в процессе более удобны. эффективнее, чем создание процессов и переключение контекста между процессами. Threading также гарантирует типы программирования проще, поскольку вся память распределяется между потоками.Причем на многоядерном или многопроцессорном систем, операционная система может использовать преимущества аппаратной архитектуры и планировать потоки на несколько ядер процессора, чтобы потоки работали параллельно.

Потоки могут быть реализованы в операционной системе и управляться ею. Они известны как потоки уровня ядра . Также возможно создать библиотеку потоков, которая будет создавать потоки в процессе и управлять ими. Библиотека будет сохранять и восстанавливать регистры и управлять стеками переключения между потоками.Он может запрашивать у операционной системы периодические программные прерывания, позволяющие вытеснять потоки. Для операционной системы это выглядит как один однопоточный процесс. Они называются потоками пользовательского уровня . Одно предостережение в отношении потоков пользовательского уровня заключается в том, что если один поток блокируется при системном вызове, то весь процесс блокируется и никакие потоки в этом процессе не запускаются. Большинство операционных систем предлагают неблокирующие версии системных вызовов, которые библиотеку можно использовать для имитации блокировки системных вызовов.

Преимущество потоков уровня пользователя заключается в том, что они могут быть даже более эффективными, чем потоки уровня ядра, поскольку существует нет необходимости даже переключать режимы в ядре. Библиотека потоковой передачи также может иметь собственный алгоритм планирования потоков. который оптимизирован для конкретной работы. Недостатком является то, что потоки пользовательского уровня не могут использовать преимущества мультипроцессоров. Модели потоков можно комбинировать, а библиотеки потоков пользовательского уровня можно использовать с операционными системами, которые предлагают ядро. потоки.В общем случае гибридная потоковая передача отображает N потоков пользовательского уровня на M потоков уровня ядра.

Операции по созданию и обработке потоков концептуально аналогичны операциям для процессов. Поскольку потоки разделяют та же программа и карта памяти, нет понятия операции execve . Когда создается новый поток, он начинает выполнение с заданной функции в программе. Когда он возвращается из этой функции, поток уничтожается.Поток также может явно выйти через системный вызов. Вместо операции wait , когда родительский процесс ожидает завершение дочернего процесса, потоки поддерживают операцию присоединиться к , где любой поток в процессе может дождаться завершения любого другого потока. В потоках нет родительско-дочерних отношений.

Наконец, поскольку потоки обращаются к одной и той же памяти, важно разрешить потоку захватить блокировку, чтобы все другие потоки тем, кто хочет захватить тот же замок, придется подождать.Базовым механизмом для является замок взаимного исключения .

Потоки (или процессы) — это параллельных , если они существуют одновременно. Это асинхронный , если им нужно время от времени синхронизировать друг с другом. Они являются независимыми , если они не зависят от друг друга: это не влияет на поток, существует ли другой поток или нет. Потоки синхронные , если они часто синхронизируются, чтобы гарантировать их относительный порядок выполнения.

Состояние гонки — это ошибка, при которой результат параллельных потоков зависит от точной последовательности выполнения. (в частности, чередование выполнения двух потоков). Состояние гонки обычно возникает, когда два или более потока пытаются читать, писать, и, возможно, принимать решения на основе содержимого памяти, к которой они обращаются одновременно. Области программы, которые пытаются получить доступ к общим ресурсам и вызывают условия гонки, называются критическими секциями .Чтобы избежать состояния гонки, мы хотим убедиться, что только один поток одновременно может выполняться в критическом разделе. Обеспечение этого называется взаимное исключение . Тупик — это состояние, при котором имеется циркулярный зависимость ресурсов между потоками, и каждый из них ожидает освобождения блокировки от другого (простой случай взаимоблокировки: « Мне нужен B, прежде чем я сниму блокировку с A », а «, вам нужно A, прежде чем вы снимете блокировку с B »). Голодание — это тот случай, когда планировщик никогда не дает возможности запустить поток.Если поток не запускается, у него может не быть возможности освободить ресурсы, которые он держит.

Взаимного исключения можно добиться в ряде случаев. Отключение прерываний при входе в критическую секцию гарантирует, что у других потоков никогда не будет возможности вытеснить вас и вообще не запуститься. Это радикальное решение. Это также требует что вы работаете в режиме ядра и имеете права отключать прерывания. Более того, делая это на мультипроцессоре система обычно отключает прерывания только на одном процессоре, позволяя потокам запускаться на других процессорах и получать доступ критический раздел. Проверить и установить замки ( если (! Locked) lock = 1 ) реализованные в программном обеспечении — простой подход, но с ошибками потому что они создают состояние гонки: поток может быть прерван между проверкой значения блокировки и ее установкой (захватом). Это может позволить нескольким потокам получить одну и ту же блокировку.

Производители процессоров представили атомарные инструкции , которые могут выполнять такие операции, как тестирование и установка как одна неделимая операция, что означает, что другой поток не может вытеснить последовательность операций, и все они выполняют последовательно и неделимо.Вот некоторые из этих инструкций:

испытательная установка

Установите для ячейки памяти значение 1 и верните предыдущее значение ячейки. Если возвращаемое значение — 1, это означает что кто-то уже схватил замок. Если значение равно 0, значит, вы знаете, что перед выполнением блокировки не было. инструкции и что вы схватили ее во время выполнения инструкции.

сравнение и замена

Сравните значение ячейки памяти со старым значением, переданным в инструкцию.Если два значения совпадают, напишите новое значение в эту ячейку памяти. С помощью этой инструкции мы устанавливаем для ячейки памяти определенное значение при условии, что , что кто-то не изменял содержимое с момента нашего последнего чтения. В противном случае наше новое значение не будет установлено.

выборка и инкремент

Увеличить ячейку памяти и вернуть предыдущее значение этой ячейки. Это аналог счетчика гастрономов. номерной дозатор, который выдает постепенно увеличивающиеся числа.Вы берете билет (выборка и увеличение) и подожди, пока придет твоя очередь. Когда вы закончите, вы увеличиваете виток, чтобы нить, захватившая следующую билет должен идти.

Все эти механизмы, основанные на атомарных инструкциях, требуют программного цикла для ожидания снятия блокировки. Это называется занят ожиданием или спин-блокировкой . Нежелательно, потому что держит нити в готовом для запуска состояния, даже если у них нет никакой полезной работы, кроме цикла и ожидания изменения значения.Более того, если нить то есть зацикливание на спин-блокировке имеет высокий приоритет, всегда готов к запуску. С планировщиком приоритетов он может всегда быть запланирован для запуска, что приводит к нехватке потока с низким приоритетом, который может быть тем, у которого есть блокировка, которую необходимо снять. Эта ситуация известна как инверсия приоритета : потоку с низким приоритетом нужно передать высокий приоритет, чтобы он мог выйти из критического раздела как можно быстрее и позволить потоку с высоким приоритетом получить его.

Более желательный подход, чем спин-блокировки, состоит в том, чтобы операционная система предоставляла пользовательским процессам системные вызовы, которые мы можем использовать для взаимных исключение и перевести процессы, ожидающие критического раздела, в состояние ожидания. Таким образом, процесс ожидания будет не будет запущен, пока не будет разрешен вход в критическую секцию.

Семафоры

Семафор подсчитывает количество пробуждений, которые сохраняются для будущего использования. Каждый раз, когда вы вызываете по на семафор, вы уменьшаете его ценность.Если значение равно 0, и вы вызываете на , ваш поток переходит в спящий режим. Когда поток вызывает на семафор , операционная система пробуждает один из потоков, спящих на этом семафоре. Если ни один поток не спит на семафоре, тогда до просто увеличит значение семафора. В наиболее простое использование семафора — инициализировать его значением 1. Когда поток хочет войти в критическую секцию, он вызывает вниз и входит в раздел. Когда другой поток пытается сделать то же самое, операционная система переводит его в спящий режим, потому что значение семафора уже равно 0 из-за предыдущего вызова вниз .Когда первый поток закончится с в критическом разделе он вызывает вверх , который пробуждает другой поток, ожидающий входа. В целом семафор инициализируется количеством параллельных потоков, которые вы хотите ввести в раздел, прежде чем они заблокируются.

Счетчики событий

Счетчик событий работает аналогично тому, как вы использовали бы команду выборки и увеличения, но без спин-блокировки, так как поток может перейти в спящий режим, ожидая ценность. Разрешены три операции: вы можете прочитать текущее значение счетчика событий, увеличить его, и подождите, пока счетчик событий достигает определенного значения.Эта последняя операция является блокирование одного.

Переменные состояния (также известные как мониторы)

Переменная условия поддерживает две операции: , ожидание, , пока переменная условия не будет сигнализирована, и сигнал . переменная условия. Сигнализация переменной условия приведет к пробуждению одного потока, ожидающего переменной условия.

Передача сообщений

Передача сообщений поддерживает две операции: отправить и получить .Наиболее частое поведение при передаче сообщений где операция send не блокируется, а операция receive блокирует. Мы можем использовать блокировку аспект получения для координации взаимного исключения путем предварительной отправки нулевого сообщения. Первый поток, который делает Прием получит сообщение, а затем войдет в критический раздел. Второй поток будет заблокирован на при получении . Система передачи сообщений, в которой отправляет блоков до тех пор, пока данные не будут получены через прием , называется рандеву .Рандеву эффективен, когда обмен сообщениями осуществляется внутри машины (в отличие от сети), поскольку для этого не требуется сообщение, которое нужно скопировать в промежуточный буфер. Однако он заставляет отправителей и получателей быть тесно синхронизированными.

Обычная передача сообщений требует, чтобы отправитель знал идентификатор потока / процесса, который будет получать сообщение. Это известно как , прямая адресация . Альтернативная форма обмена сообщениями — через почтовые ящики, использующие косвенную адресацию . Почтовые ящики позволяют любое количество потоки для отправки в промежуточную очередь, называемую почтовым ящиком. Из этой очереди может читать любое количество потоков. Следовательно, легко поддерживать нескольких читателей и писателей, и ни писатели, ни читатели не должны знать, как обращаться друг друга.

Процессы выполняются какое-то время, затем блокируются при вводе-выводе, затем выполняются еще раз, затем блокируются и т. Д. Каждый период выполнения равен называется CPU Burst . Общая пропускная способность увеличивается, если другой процесс может выполняться, когда процесс находится в заблокированное состояние.Планировщик отвечает за решение, какой процесс следует запустить следующим и, если текущий процесс не завершил свою загрузку ЦП, не работает ли текущий процесс слишком долго и нуждается ли быть вытесненным другим процессом. Если планировщик может вытеснить процесс и переключить контекст на другой процесс, тогда это упреждающий планировщик . В противном случае это без вытеснения или кооперативный планировщик.

Временной интервал (также известный как квант ) — это максимальное время, в течение которого процессу будет разрешено run до того, как он будет вытеснен, и другой процесс получит шанс запустить.Короткие временные отрезки хороши для максимизации интерактивности производительность. Длинные отрезки времени уменьшают накладные расходы на переключение контекста, но сокращают время отклика. Алгоритм планирования определяет, следует ли прерывать процесс и какой процесс запускается следующим. Диспетчер — это компонент планировщика, который отвечает за перезапуск выбранного процесс. Это достигается путем восстановления контекста процесса (загрузки сохраненных регистров и отображения памяти) в ЦП. и выполнение команды возврата из прерывания , которая вызовет выполнение процесса из места, которое было сохранены в стеке в то время, когда программа перестала работать — либо из-за прерывания, либо из-за системного вызова.

Планирование в порядке очереди

Это планировщик без вытеснения, который использует простую очередь FIFO. В очередь добавляются новые процессы. когда процесс блокирует ввод-вывод, планировщик извлекает из очереди самый ранний (первый входящий) процесс. Когда процесс больше не блокируется и готов к запуску, он переходит в конец очереди. Недостаток FCFS в том, что он не вытесняющий и процессы с длинными пакетами ЦП задерживают другие процессы.

Планирование циклического перебора

Это превентивная версия принципа «первым пришел — первым обслужен».Когда истекает квант для запущенного процесса, процесс вытесняется и доставлен в конец очереди. Следующим запускается процесс готовности во главе очереди. Это простой планировщик, но предоставление каждому процессу равной доли ЦП не обязательно является хорошей идеей, поскольку это не так. более частое планирование высокоинтерактивных (с интенсивным вводом-выводом) процессов.

Наименьшее оставшееся время при первом планировании

Этот планировщик выбирает для запуска следующий процесс с наименьшим расчетным временем загрузки ЦП.Идея состоит в том, чтобы максимизировать средний отклик время, и пусть процессы, связанные с вводом-выводом, будут запущены первыми и, надеюсь, быстро выдают свои запросы ввода-вывода и блокируют. Это также максимизирует Использование ввода-вывода, поскольку мы отдаем приоритет процессам, которые мы ожидаем быстро заблокировать. Уловка этого планировщика в том, что вам нужно оценить время следующей загрузки ЦП. Для этого используется взвешенное экспоненциальное среднее предыдущих пакетов ЦП. Вес может быть скорректирован, чтобы взвешивать недавние всплески ЦП больше или меньше, чем средние исторические значения.

Приоритетное планирование

Планировщик приоритетов требует, чтобы каждому процессу был назначен приоритет. Он просто выбирает процесс с наивысшим приоритетом из списка. готовых процессов. Приоритеты могут быть внутренний или внешний . Внутренние приоритеты определяются система. Внешние приоритеты назначаются администратором. Приоритеты также могут быть статическими или динамический . Динамические приоритеты — это приоритеты, которые регулируются системой во время выполнения процесса.Статические приоритеты остаются фиксированными на время исполнения. Опасность с приоритетным планированием — голод . Голодание происходит, если всегда есть готовый к запуску процесс с более высоким приоритетом. Процесс с более низким приоритетом никогда не планируется. Мы видели пример этого в синхронизации, когда мы смотрели на инверсию приоритета. С голодом можно справиться, используя динамические приоритеты и временное повышение приоритета процессов, которые не планировались в течение некоторого времени (это известно устаревание процесса ) или, наоборот, наказывая процессы, которые действительно запланированы и израсходовали свое количество.

Многоуровневые очереди

Вместо планировщика с чистым приоритетом, который ожидает, что процессы будут иметь уникальные приоритеты, мы можем установить классы приоритета . Каждый класс имеет свой уникальный приоритет, и в каждом классе у нас есть очередь процессов, связанных с этот приоритетный класс. Мы можем предоставить высокоприоритетным классам короткие отрезки времени, чтобы обеспечить хорошую интерактивную производительность. а классы с низким приоритетом — более длинные отрезки времени, чтобы работать дольше, но реже.Каждый класс приоритета может иметь собственное расписание. алгоритм, чтобы определить, как выбрать процессы из этого класса. Например, некоторые классы могут использовать циклическое планирование. в то время как другие могут использовать самое короткое оставшееся время при первом планировании.

Многоуровневые очереди обратной связи

Многоуровневые очереди обратной связи — это многоуровневые очереди с динамическими приоритетами. Очереди с высоким приоритетом часто имеют короткий временной интервал. связанные с ними. Если процесс достигает конца своего временного отрезка, а не блокируется, планировщик переводит его на следующий уровень. очередь с более низким приоритетом.Затем очередям с более низким приоритетом назначаются более длинные временные интервалы. Процесс будет переведен в более низкий приоритет уровень каждый раз, когда он работает на полный такт. Цель состоит в том, чтобы поддерживать интерактивные процессы с короткими всплесками ЦП с высокими приоритетами. и понизить приоритеты процессов, связанных с ЦП, при этом увеличивая время их выполнения (но реже). Недостаток заключается в том, что если интерактивный процесс требует вычислений, он будет переведен на низкий уровень и никогда не будет продвинут.Некоторые системы справиться с этим, повышая приоритет процесса всякий раз, когда он блокирует ввод-вывод. Другой подход — повысить приоритет процесса, который какое-то время не запускался. Это называется процессом старения . [Обратите внимание, что подход Linux заключался в том, чтобы дать интерактивным задачам высокий приоритет и более длинный интервал времени на с ожидание того, что они заблокируются до того, как будет использован временной интервал. Linux, однако, не использует настоящую многоуровневую очередь обратной связи. ]

Многопроцессорное планирование

При использовании нескольких процессоров целями планирования являются балансировка нагрузки и соответствие процессоров. Сходство с процессором — это желание перенести процесс на тот же процессор на котором ранее планировалось использовать тот факт, что процессор все еще может иметь память, используемую этим процессом в кэше. Жесткое сродство — это случай, когда процесс всегда будет перенесен на один и тот же процессор. Soft affinity — это случай, когда процесс может быть перенесен на другой процессор, чтобы сбалансировать нагрузку и обеспечить что у всех процессоров есть процессы для запуска. Балансировка нагрузки — это процесс проверки того, что все процессы есть процессы для запуска. Push-migration — периодическая проверка нагрузки. (количество процессов в очереди выполнения) на каждом ЦП. Если один процессор нагружен сильнее чем другой, некоторые процессы перемещаются в очередь другого ЦП. Миграция по запросу это случай, когда у планировщика нет готовых процессов для запуска на ЦП, и он должен получить из очереди другого ЦП. Миграция методом push и pull часто используется вместе.

Процессы реального времени должны обеспечивать гарантированный ответ. Время начала — это время, в которое процесс должен запуститься в ответ на какое-то событие, такое как прерывание. от датчика. Крайний срок , также известный как время остановки — это время, в которое задача необходимо завершить. Жесткий крайний срок — это тот, в котором нет значения, если крайний срок пропущен. А мягкий крайний срок — это тот, в котором значение вычисления уменьшается по мере проскальзывания крайнего срока.Процессы могут быть завершающие процессы , которые выполняются, а затем завершаются. Их крайний срок — это максимальное количество времени до они выходят. Процесс также может быть незавершенным процессом . Они работают долго, но работают периодические операции, такие как кодирование и декодирование аудио и видео. Их крайний срок — это не время для выхода, а скорее время, к которому результаты должны быть готовы для каждого периода выполнения (например, декодировать видео со скоростью 30 кадров в секунду).

Системы реального времени должны быть спроектированы так, чтобы иметь возможность быстро реагировать на события.Системы, которые могут гарантировать ответ времена называются системами жесткого реального времени . Те, которые не могут, — это системы программного реального времени . Операционные системы реального времени, как правило, используют планировщики приоритетов (возможно, с вариациями), имеют гарантированное максимальное время для обслуживания прерываний, может гарантировать, что процессы полностью загружены в память системы, обеспечить эффективное распределение памяти и поддержку многопоточное выполнение или вытесняемые системные вызовы. Вы не хотите, чтобы ваш ответ на событие задерживался, потому что операционная система занята чем-то другим.

Самый ранний срок планирования

У каждого процесса есть крайний срок. Планировщик просто выбирает процесс, у которого есть ближайший крайний срок (т. Е. Процесс в наибольшая опасность пропуска срока).

Планирование с наименьшим резервом

Для каждого процесса мы знаем его крайний срок и необходимое количество вычислительного времени. Slack определяется тем, сколько свободного времени осталось: время до крайнего срока минус время вычислений. Это максимальное количество времени, которое мы можем откладывать, прежде чем посвятить 100% наших ресурсов для запуска процесса.При планировании с наименьшим резервом времени выбирается процесс с наименьшим резервом: мы меньше всего можем откладывать на потом.

Когда мы сравниваем влияние самого раннего крайнего срока с наименьшим провалом, мы видим, что все процессы будут завершены вовремя, если достаточно времени для вычислений. Если нет, то при планировании самого раннего срока, скорее всего, завершатся некоторые процессы. вовремя, в то время как другие могут значительно опоздать. Планирование с минимальным резервом времени приведет к тому, что все процессы будут опоздал примерно на такую ​​же сумму.

Скорость монотонного анализа

Монотонный анализ скорости — это способ назначения приоритетов периодическим задачам. Это просто дает высший приоритет процессу с наименьшим периодом (наибольшей частотой).

Самый примитивный подход к работе с памятью — это single мультипрограммирование раздела , где мы разрешаем только одно программа будет загружена в память в любой момент времени. Программа делится его память с операционной системой и больше ничего.Это был подход, принятый в ранних компьютерах и ранних персональных компьютерах до разделения времени.

Поскольку мы хотим иметь возможность переключаться между несколькими выполняющимися программ, нам нужно, чтобы эти программы были загружены в память. В чем больше программ загружается в память, тем больше вероятность, что один из них готов к запуску, а не заблокирован в ожидании по вводу / выводу. Загрузка ЦП — расчетный процент времени, когда процессор не простаивает. Количество процессов в памяти в свое время — и кандидатов на баллотировку — известен как степень мультипрограммирования .

Если несколько программ загружаются в память одновременно, они, конечно, будут занимать разные места в памяти. Абсолютный код использует адреса реальной памяти и ожидает, что он будет загружен и запущен из определенной области памяти. Независимый от позиции код использует относительные адреса повсюду и может быть загружен в любую ячейку памяти. Из Конечно, есть риск, что могли быть использованы некоторые абсолютные ссылки на память. Другой подход — не полагаться на компилятор для создания независимого от позиции кода, но вместо этого оставьте ссылки на память пустыми и сгенерируйте таблицу перемещения , которая позволит заполнить эти ссылки при загрузке программы.

Совершенно другой подход к этой проблеме состоит в том, чтобы полагаться на оборудование для динамического преобразования адресных ссылок, сделанных процессом, в фактические места в памяти. Это известно как логический или виртуальная адресация . А Блок управления памятью ( MMU ) выполняет это преобразование. Самый простой подход к логическому Адресация заключается в добавлении базового адреса к каждой ссылке памяти, сделанной процессом. Этот адрес будет отличается для каждого процесса и будет зависеть от того, где в памяти был загружен этот процесс.MMU также может проверить виртуальный адрес в сравнении с пределом , чтобы гарантировать, что процесс обращается только к памяти внутри процесса. Это базовая и предельная адресация . Некоторое оборудование может поддерживать разбиение памяти процесса на несколько логические сегменты (код, данные, стек), и каждый такой сегмент присвоил собственный регистр, содержащий базовый адрес смещения для этого сегмента. Логический адрес представляет собой комбинацию идентификатора сегмента и смещения в пределах этот сегмент.Модель памяти Intel относится к объединенному значению сегмента и смещению как дальний указатель . Эта система известна как сегментация .

Базовая и предельная адресация требует, чтобы каждый процесс занимал непрерывную память. Сегментация позволяет использовать несколько блоков непрерывной памяти переменного размера, но каждый сегмент (например, стек) должен занимают прилегающий регион. В несколько фиксированных разделов операционная система делит память на несколько разделов. досрочно.Когда программа должна быть загружена, она загружается в доступный раздел, который может ее содержать. Если нет перегородка доступна, загрузку придется отложить на очередь запросов. Неиспользуемое пространство внутри раздела остается неиспользованным. Это внутренняя фрагментация . Если есть разделы у них нет программ для запуска, то их память всегда тратится впустую. Этот называется внешней фрагментацией . С помощью переменных разделов операционная система создает раздел для процесса по запросу, используя блок непрерывной памяти, достаточно большой, чтобы вместить его.По мере того, как процессы приходят и уходят, дыры (нераспределенные области) развиваются, и не может быть новых процессов, которые вписываются в любую доступную дыру. Уплотнение памяти может перемещать процессы в памяти, но это трудоемкий подход. Если процесс растет, ему потребуется больше памяти и операционной системе нужно будет найти более крупный нераспределенный блок и переместить процесс, переместить другие процессы, или сохраните память процесса на диск и дождитесь освобождения большого блока. Все это сильно влияет на производительность и отзывчивость многозадачной системы.

Виртуальная память на основе страниц

В блоке управления памятью на основе страниц физическая память делится на блоки равного размера. которые кратны степени двойки (таким образом, мы можем использовать фиксированное количество битов для адресации байтового смещения в чанке). Эти фрагменты называются страничными фреймами . Логический адрес памяти делится на два компонента. Старшие биты адреса идентифицируют номер страницы , а младшие разряды биты идентифицируют смещение страницы, смещение в байтах внутри страницы.Например, 32-битный адрес со страницами 4 КБ будут использовать младшие 12 бит (2 ¹² = 4096) для определения смещения страницы и 20 старших биты для идентификации номера страницы. Для каждого обращения к памяти, сделанного процессором, блок управления памятью берет логический адрес, извлекает номер страницы и использует его в качестве индекса в таблице страниц . Каждая запись таблицы страниц ( PTE ) содержит номер кадра страницы. Адрес физической памяти сгенерированный MMU имеет номер страницы из логического адреса, замененный на соответствующий кадр страницы номер из ПТЭ.Система прямого отображения подкачки содержит таблицу страниц для каждого процесса. когда операционная система выполняет переключение контекста для запуска определенного процесса, она загружает базовый регистр таблицы страниц с адресом таблицы страниц этого процесса. Каждый PTE в таблице страниц содержит бит места страницы который указывает, отображается ли эта конкретная страница во фрейм страницы. Если это так, то PTE также содержит страницу номер кадра, соответствующий этой странице. Если страница не отображается во фрейм страницы, то ошибка страницы генерируется.Это прерывание обрабатывается обработчиком ошибок страницы операционной системы. Обработчик ошибок проверит адрес памяти инструкции, в которой произошел сбой, и решит, нужно ли процессу быть прекращено из-за недопустимого доступа к памяти или действительно ли доступ действителен, но запрошенная страница не был отображен во фрейме страницы. PTE также содержит другие флаги, например, доступна ли страница для записи, исполняемый файл, и был ли он доступен или изменен.

Если бы нам пришлось обращаться к таблице на основе памяти для каждой операции с памятью, система памяти была бы в два раза медленнее. поскольку каждый доступ к памяти потребует другого доступа к памяти для поиска местоположения страницы в таблице страниц. Для повышения производительности MMU использует ассоциативный кэш , известный как резервный преобразователь буфер ( TLB ) для хранения номеров страниц, к которым недавно осуществлялся доступ, и их соответствующих PTE. поскольку соответствующий PTE является функцией таблицы страниц для каждого процесса, которую мы использовали для поиска, большинство MMU используют идентификатор адресного пространства ( ASID ) в их TLB для идентификации процесса, которому запись принадлежит.Во время переключения контекста операционная система должна установить ASID так, чтобы только кэшированные значения для этого будет использоваться конкретный ASID. Коэффициент совпадений — это процент обращений к памяти, которые могут быть удовлетворены из TLB без прибегая к поиску в таблице страниц.

Таблица страниц позволяет процессу потенциально иметь возможность адресовать всю системную память. Большая часть этой памяти не будет может использоваться процессом, но мы по-прежнему платим штраф за поддержку, возможно, большой таблицы страниц (наш предыдущий пример 20-битных номеров страниц означает, что нам нужна таблица с 1 048 576 записями.Сохранить в памяти мы можем использовать многоуровневую таблицу страниц . Виртуальный адрес разделен на три или несколько частей. Младшие биты по-прежнему дают нам смещение внутри страницы и страничного фрейма. Самый высокий биты служат смещением в индексной таблице верхнего уровня . Каждая запись здесь содержит базовый адрес таблицы частичных страниц . Следующий набор бит виртуального адреса служит смещением в этой неполной таблице страниц. Записи в этой таблице являются PTE, которые включают адрес страницы и различные флаги доступа.

Одним из подходов к работе с очень большими адресными пространствами является перевернутая таблица страниц . Вместо наличия таблицы для каждого процесса, которая отображает логические страницы на физические страничные фреймы, у нас есть одна таблица с одна запись на страничный фрейм. Для данного виртуального адреса мы ищем в этой таблице страницу фрейм, содержащий этот виртуальный адрес. Понятно, что поиск по таблице вреден для памяти доступ к производительности. Нам нужно полагаться на ассоциативный кеш и использование хеширования для выполнения поиска.

Система подкачки имеет ряд привлекательных особенностей:

• Это не позволяет объему физической памяти ограничивать размер нашего процесса.
• Это позволяет процессу чувствовать, что он владеет всем адресным пространством процессора.
• Это позволяет распределению памяти быть несмежным и не имеет проблем с внешней фрагментацией, упрощая управление памятью и устраняя необходимость в уплотнении.
• Это позволяет нам хранить в памяти больше процессов, чем требуется сумме их памяти, так что мы можем поддерживать использование ЦП на максимально высоком уровне.
• Это позволяет нам хранить в памяти только те части процесса, которые мы используем; остальное можно сохранить на диске.

В таких системах, как архитектура Intel IA-32, используется комбинированная система сегментации и подкачки . Логический адрес смещен на сегментный базовый регистр. Этот результирующий адрес представляет собой линейный виртуальный адрес и ищется в двухуровневой таблице страниц для генерации физический адрес.

Пейджинг по запросу

Пейджинг по запросу относится к методике распределения и загрузки страниц памяти по запросу ; то есть когда процесс делает запрос для этой области памяти.Когда процесс делает ссылку в памяти на страницу, которая не отображается на страничный фрейм, MMU генерирует ошибку страницы . Обработчик ошибок страницы проверяет, ссылка является действительной ссылкой на память или нет. Если он недействителен, процесс прекращается. Если адрес ссылается исполняемый код или статические данные, то это содержимое присутствует в программном файле на диске и считывается оттуда. Если ссылка на память относится к растущему стеку или куче, то выделяется и инициализируется новый кадр.Наконец, если ссылка на память относится к данным стека или кучи, которые были записаны на диск с файлом страницы , потому что диспетчеру памяти требовался свободный кадр страницы, затем выделяется страничный фрейм, планируется чтение с диска, и контекст операционной системы переключается на какой-либо другой процесс, пока этот ждет, пока содержимое памяти должно быть загружено в память.

Замена страницы — это процесс поиска страницы для сохранения на диск для создания свободного страничного фрейма.Поскольку для этого требуется активность диска, которая намного медленнее, чем память, операционная система надеется минимизировать разбиение на страницы — перетасовка содержимого страницы между памятью и диском. В идеале мы хотели бы использовать алгоритм наименее недавно использовавшегося (LRU) для выбора страницы для замены. Загвоздка заключается в том, что нет возможности отслеживать количество использований в MMU, поэтому нам нужно найти эффективный алгоритм, который приближается к LRU. В модулях управления памятью есть бит «ссылки», который сообщает нам, была ли ссылка на страницу.Алгоритм часов (также известный как алгоритм второго шанса ) смотрит на фреймы страниц как на круговой список. Когда страницу нужно выбрать для удаления, алгоритм запускается с ее текущего position и ищет фреймы страниц, биты которых равны 0 (на них давно не ссылались). При этом он устанавливает ссылочные биты пропущенных страниц равными 0.

Алгоритм n ^th случайной замены аналогичен, за исключением того, что он поддерживает счетчик для каждой записи.Когда мы ищем страницу, если бит ссылки на фрейм страницы равен 1, мы устанавливаем его на 0 и сбрасываем счетчик. Если ссылка на фрейм страницы бит равен 0, мы увеличиваем счетчик. Мы продолжаем так, пока не найдем чистую страницу, счетчик которой больше или равен некоторому значение N . Этот алгоритм эффективно подсчитывает, сколько раз мы исследовали эту страницу, но на нее не было ссылок.

Во время выполнения процесс обращается к определенным ячейкам памяти. За какой-то небольшой промежуток времени процесс вряд ли будет ссылаться на всю свою память.Вместо этого действует принцип , локальность : процесс имеет тенденцию ссылаться на одно и то же. страницы снова и снова, прежде чем перейти к нескольким другим страницам. Этот набор страниц известен как процесс , рабочий набор . Некоторые процессы могут иметь большие рабочие наборы, чем другие. В любом случае для хорошей производительности мы хотим, чтобы каждый процесс работал установлен в памяти. Если это не так, то система будет показывать сбой, : постоянная подкачка на диск и с диска. Резидентный набор процесса — это набор страниц, который в настоящее время отображается во фреймы страниц.Модель рабочего набора аппроксимирует характеристики локальности процесса, чтобы попытаться идентифицировать набор страниц. что процесс должен иметь свой рабочий набор в памяти и избегать перегрузки. Один из способов управления резидентным набором — путем мониторинга частоты ошибок страниц . Если у процесса нет рабочего набора в памяти, он сгенерирует ошибки страниц. Это показатель того, что ему нужно больше памяти. И наоборот, если процесс никогда не генерирует ошибки страниц, это может быть признаком того, что для него выделено слишком много памяти.Мы можем установить пороговые значения ошибок страниц, чтобы решить, какой процент доступные страничные фреймы должны быть выделены для определенного процесса.

Блочное устройство обеспечивает структурированный доступ к базовому оборудованию. Блочные устройства — это устройства, на которых может размещаться файловая система. Они предоставляют адресные (номера блоков) Ввод-вывод фиксированных блоков байтов одинакового размера. Поскольку данные блока являются постоянными, это подходит для кеширования в памяти. Буферный кеш — это пул ядра память, которая выделяется для хранения часто используемых блоков из блока устройств.Используя буферный кеш, мы можем минимизировать количество Запросы ввода-вывода, которые фактически требуют операции ввода-вывода устройства.

Символьное устройство обеспечивает неструктурированный доступ к базовому оборудованию. Примеры символьных устройств включают принтеры, сканеры, мыши и буфер видеокадров. В отличие от блочного устройства, не существует концепции поиска : адресация данные по его местонахождению. В то время как в блочном устройстве мы можем иметь понятие, скажем, блочного 1523, содержащий фрагмент данных, который никогда не изменится, если мы его не изменим, Символьное устройство представляет собой непрерывную последовательность байтов.

Сетевое устройство похоже на концептуальное устройство, за исключением того, что вместо отправляя и получая поток байтов, он отправляет и принимает байты кусками (пакетами).

В системах POSIX ядро ​​поддерживает две таблицы для отслеживания устройств: таблица блочных устройств и таблица символьных устройств . Старшее число — это индекс блока или символа. таблица устройств и позволяет ядру найти набор функций, которые связаны с этим устройством: драйвер устройства .Младший номер интерпретируется в драйвере устройства. Обычно он определяет, какой именно экземпляр устройства выполняется доступ. Например, диски SATA будут иметь один функционал интерфейс (драйвер), но несколько дисков. Главный номер идентифицирует драйвер SATA и младший номер идентифицирует конкретный диск.

Устройства, особенно в системах на основе POSIX, обычно представлены как имена файлов. через пространство имен иерархической файловой системы. Устройство отображается в виде файла в файловой системе.Он может иметь произвольное имя, и с этим файлом не связаны данные, кроме метаданные файла определяют тип устройства (блок или символ) и старший и младший номера устройства, которые определяют конкретный экземпляр устройства.

Помещая устройства в то же иерархическое пространство имен, что и файлы, и обеспечивая каждое устройство должно реализовывать четко определенный набор операций ввода-вывода операционная система может обеспечивают степень прозрачности, когда приложения часто могут не знать, они взаимодействуют с файлом или устройством.Например, оболочка может так же легко читать команды из окна терминала (устройства), как из файла, содержащего скрипт. Когда файл открывается впервые, ядро ​​может проверить атрибуты файла, чтобы определить, является ли это файлом устройства. Если это так, он читает тип устройства (блок или символ) и его старший и младший номера из метаданных файла. Затем ядро ​​отправляет операции драйверу этого устройства. Базовая файловая система, в которой находился этот файл устройства, не участвует.

Контексты выполнения

Любой код ядра выполняется в одном из трех контекстов:

1. контекст прерывания : это вызывается самопроизвольное изменение потока выполнения при аппаратном прерывании происходит. Любые действия, выполненные в этом контексте не могут заблокировать потому что нет процесса, который запросил действие, которое могло бы усыпить и запланировать пробуждение, когда операция полный.
2. контекст пользователя : это поток управления, когда пользовательский процесс вызывает системный вызов.Произошел переход режима в режим ядра но контекст остается контекстом пользовательского процесса. При необходимости ядро может запланировать операцию ввода-вывода, поместить процесс в блокировку состояние и переключение контекста на другой процесс.
3. Контекст ядра : само ядро ​​имеет один или несколько рабочие потоки, которые он планирует так же, как и любой другой процесс. Даже не смотря на они не имеют отношения к пользовательским потокам, они имеют контекст и могут блокироваться. Примечание: контекст ядра — , а не контекст процесса. который только что сделал системный вызов; это пользовательский контекст, работающий в ядре Режим.

Драйверы устройств

Драйверы устройств имеют модульную структуру и могут быть скомпилированы в ядро, загружены при инициализации, или динамически загружается в любой момент в будущем. При инициализации они регистрируются в прерывании ядра. обработчик. Когда происходит определенное прерывание, обработчик ядра вызывает соответствующий функция обработки прерывания в драйвере. Чтобы гарантировать, что контекст прерывания не занимает много времени (так как не может блокироваться), обработка прерываний разбита на две части:

1. Верхняя половина драйвера — это программа обслуживания прерывания, которая регистрируется обработчиком прерывания.Он пытается сделать как можно меньше — обычно захватывает данные, помещая их в рабочую очередь (буфер), и планирование активности нижней половины .
2. Нижняя часть драйвера — это запланированная часть. верхней половиной для последующего выполнения и выполняет большую часть реальной работы. Так как он работает в потоке ядра (который обрабатывает рабочие очереди), он может выполнять блокировку операции.

Устройства верхней и нижней половин обмениваются данными через очереди ввода-вывода .Таблица состояния устройств отслеживает устройства и текущую статус каждого устройства. С каждым устройством связана очередь ввода-вывода. Любой полученный ввод / вывод (чтение с устройства или запись пользователем) помещается в очереди работ и запланировано потоком ядра.

Планирование диска

Несмотря на то, что твердотельные флэш-накопители становятся все более популярными, вращающиеся магнитные диски по-прежнему являются доминирующим устройством для хранения больших объемов информации. В сравнении Для памяти диск — невероятно медленное устройство.Буферный кеш помогает повысить производительность часто используемых блоков. Кроме того, мы полагаемся на алгоритмы планирования диска для оптимизации потока данных между памятью и диском.

Самый простой алгоритм — First Come, First Served ( FCFS ), который обрабатывает запросы в том порядке, в котором они были созданы. Алгоритм лифта ( SCAN ) учитывает тот факт, что у диска есть головка, которая движется назад и далее на диске.Он полагается на систему, чтобы отслеживать текущее положение и направление головы. Запросы сортируются в том порядке, в котором они будут встречаться при перемещении головы с дорожки 0. на самую высокую дорожку на диске. Затем движение головы меняется на противоположное, и любые невыполненные запросы обрабатываются от самого высокого до самого низкого, поскольку голова возвращается к дорожке 0.

Алгоритм LOOK просто меняет направление головки диска на противоположное, если нет блоков. запланировано за пределами текущей точки. Circular SCAN ( C-SCAN ) алгоритм — это алгоритм сканирования, но он планирует запросы к диску только тогда, когда голова движется в одном направлении, чтобы избежать преимущественное отношение к блокам посередине. Circular LOOK ( C-LOOK ) алгоритм похож на LOOK, но планирует запросы только в одном направлении. В Сначала кратчайшее время поиска ( SSTF ) алгоритм, очередь текущих запросов сортируется по номерам цилиндров, ближайшим к текущей головке позиция и запросы, сделанные в этом порядке.

Файловые системы предоставляют нам абстракцию постоянных и защищенных объектов, находящихся в иерархической структуре. пространство имен. Фактические данные находятся на блочных устройствах: дисках или флэш-памяти. Конкретная файловая система который используется на этом устройстве, определяет структуру данных на дисковых блоках, которая определяет, как каталоги, файлы, информация о свободном пространстве и разрешениях сохраняются.

Несколько отдельных файловых систем можно объединить в абстрактное представление единого иерархического пространства имен. через механизм крепления Mount .Выполнив системный вызов mount и предоставив ему блочное устройство, тип базовой файловой системы и точка монтирования в текущей файловой системе, операционная Система поместит корень файловой системы на это устройство прямо в заданную точку монтирования . Операционная система будет поддерживать список точек монтирования, так что попытки просмотра каталогов будут переключитесь на соответствующее устройство при обнаружении точки монтирования.

В прошлом операционные системы поддерживали реализацию файловой системы.Для поддержки нескольких файловых систем прозрачно используется уровень абстракции, называемый виртуальной файловой системой . Это объектно-ориентированный подход к просмотру файловых систем. Системные вызовы, которые взаимодействуют с файлами, взаимодействуют со слоем VFS. Этот уровень реализует высокоуровневые операции, связанные с управлением файлами и каталогами, общими для всех файловых систем. Затем уровень VFS взаимодействует с одним или несколькими модулями файловой системы , которые реализуют конкретная базовая файловая система.Этот модуль файловой системы взаимодействует с буферным кешем и блоком драйверы устройств для чтения и записи данных на устройство, содержащее файловую систему. Слои:

• интерфейс системного вызова : API для пользовательских программ
• виртуальная файловая система : управляет пространством имен, отслеживает открытые файлы, счетчики ссылок, типы файловых систем, точки монтирования, обход имени пути.
• Модуль файловой системы (драйвер ): понимает, как файловая система реализована на диске.Может извлекать и хранить метаданные и данные для файла, получать содержимое каталога, создавать и удалять файлы и каталоги
• буферный кеш : нет понимания файловой системы; принимает запросы на чтение и запись для блоков или частей блока и кэширует часто используемые блоки.
• Драйверы устройств : компоненты, которые действительно умеют читать и записывать данные на диск.

На уровне VFS важнейшими компонентами являются:

индекс

Inode однозначно идентифицирует файл.В файловой системе хранится ключевая информация об атрибутах файла. и местонахождение его данных. На уровне VFS он содержит функциональные интерфейсы для создания файлов, каталогов, символических ссылок, и чтение и установка атрибутов. Короче говоря, он содержит операции с каталогами и файлами, которые не связаны с данными файла.

дентри

dentry , сокращение от записи каталога , является абстрактным представлением содержимого каталога. Это содержит имя файла в виде строки, его индексный дескриптор (чтобы мы могли получить доступ к его содержимому) и указатель на его родительский файл.Файл каталога может быть прочитанным и преобразованным в набор структур dentry.

файл

Интерфейс VFS отслеживает открытые файлы и содержит набор интерфейсов для открытия, закрытия, чтения и записи файлов. а также сопоставить их с памятью или заблокировать. Файл Объект представляет открытый файл и отслеживает режим доступа и количество ссылок.

суперблок

Содержит интерфейсы для получения информации о файловой системе, чтения / записи / удаления inodes и блокировки файловой системы.

Управление файлами на дисках

Самый низкий уровень работы с файловыми системами и носителями — это управление и выделение свободных дисковых блоков для файлы. Для флэш-памяти использование одного блока по сравнению с другим не влияет на производительность. Для дисков, однако это не так. Время поиска сильно влияет на производительность, и цель — сохранить часто используемые или связанные блоки вместе. В идеале файлы должны использовать непрерывное распределение . То есть, если данные файла требует нескольких дисковых блоков, блоки будут смежными.К сожалению, поскольку файлы удаляются и появляются новые будут созданы, мы обнаружим, что мы получаем внешней фрагментации , поскольку области свободных блоков слишком малы поскольку большинство файлов разбросаны по существующим файлам. Более того, мы обычно не знаем заранее, сколько места файл нуждается.

Компромисс для непрерывного выделения — использование экстентов . Экстент — это непрерывный набор блоков. Файл будет состоять из одного или нескольких экстентов. Файловые системы, использующие экстенты, обычно называют экстентами (как <номер блока, размер> кортеж) вместо номеров блоков при управлении данными файла.Кластер — это логический блок, используемый во всей файловой системе, который представляет собой группу из нескольких физических блоков. Например, многие диски содержат блоки по 512 байт, но файловая система может использовать кластеры по 4096 байт в качестве основной единицы распределения, считывая и записывать восемь блоков за раз. Это приводит к повышению производительности, но также увеличивает количество внутренних фрагментация файловой системы.

Метод связанного распределения использует несколько байтов каждого блока для хранения номера блока следующий блок в файле.Альтернативная реализация этого — таблица размещения файлов ( FAT ). Здесь создается таблица номеров блоков. Запись в таблице [block_num] содержит номер блока, который следует за блок block_num в списке размещения для файла. Каталог, помимо имени файла, также сохранит номер первого блока, назначенного файлу. Всю цепочку блоков можно прочитать из таблица размещения файлов.

Чтобы FAT была эффективной, вся таблица должна храниться в памяти.В качестве альтернативного подхода мы можем просто прочитать только список используемых блоков конкретным файлом, когда мы открываем файл. Это означает, что с каждым файлом мы связываем весь список блоков, которые использует файл. Этот подход называется индексированным распределением . но это непрактично, поскольку это будут списки разного размера, а для больших файлов они могут быть очень длинными. Вариант из этого комбинированное индексирование использует структуры фиксированной длины. Информационная структура файла, inode содержит список только первых нескольких блоков файла.Это указателей прямого блока . Если файлу необходимо использовать больше блоков, индексный дескриптор содержит косвенный указатель на блок . Это номер блока, который содержит список прямых указателей на блоки (номера блоков для данных). Если файлу нужно еще больше блоков, двойной косвенный блок Указатель в индексном дескрипторе будет указывать на блок, содержимое которого является списком косвенных указателей на блоки. Это подход, используемый в традиционная файловая система UNIX, а также быстрая файловая система Беркли (FFS) и файловые системы Linux ext2, ext3 и ext4.Каталог — это просто файл данных, который содержит серию имен, каждому из которых соответствует номер inode. Номер inode содержит информацию о правах доступа к файлу, время создания / модификации / доступа, идентификация того, является ли файл обычным файлом или устройством, а также прямым, косвенным, двойным и (в некоторых случаях) тройные косвенные номера блоков.

Примеры внедрения файловой системы

Файловая система Unix (UFS)

Файловая система Unix — это реализация только что описанного inode.Когда он размещен на диске, он содержит три раздела: суперблок, блоки inode и блоки данных. Суперблок содержит информацию о файловой системе, включая указатель на связанный список свободных блоков. Каталоги — это файлы, содержащие список имен и соответствующих inode. Inode идентифицирует файл как обычный файл, каталог или файл устройства.

Производительность UFS в целом была довольно низкой (2-4% необработанной пропускной способности диска). Несколько факторов способствуют это неэффективность.Подход связанного списка к распределению свободных блоков приводит к высокой степени фрагментации через некоторое время. В дополнение к нашим предыдущим встречам с терминами внутренняя фрагментация и внешняя фрагментация , у нас есть другое использование этого термина в файловых системах. Фрагментация — это когда данные файла не распределяются между смежными блоки. Небольшие размеры блоков обычно используемые UFS, делают эту степень фрагментации даже выше, чем она была бы в противном случае, и требуют использования двойных и тройных косвенных блоков даже для не очень больших файлов.Наконец, тот факт, что inodes находятся на одном конце диск (начало), а большая часть данных находится на другом конце (от середины до конца), приводит к большим запросам на диск между чтениями индексный дескриптор файла и данные этого файла.

Быстрая файловая система Беркли (FFS)

Вариант UNIX стандартного распространения Berkeley изменил файловую систему для повышения производительности в несколько направлений:

1. Кластеры большего размера . FFS выбрала больший размер кластера: не менее 4 КБ вместо 512 байт или 1 Кбайт UFS.Это приводит к восьмикратному улучшению смежных распределение. Кроме того, каждый указатель блока в индексном узле или блоке диска теперь адресует гораздо больше данных, поэтому файл должен быть намного больше, чтобы можно было использовать косвенные, двойные и тройные косвенные блоки. Чтобы избежать слишком большой внутренней фрагментации из-за больших размеров кластера, FFS разрешила последний кластер файл должен быть фрагментом , частью кластера.
2. Группы цилиндров . Вместо того, чтобы иметь одну область для inodes и другую для данных, было создано несколько таких регионов.FFS выглядит как множество маленьких файловых систем, размещенных на одном диске. В большинстве В таких случаях данные, соответствующие индексу, будут расположены в той же группе цилиндров, что минимизирует время поиска.
3. Распределение битовых карт . Вместо использования связанного списка свободных блоков используется растровое изображение, чтобы отслеживать, какие блоки используются. внутри каждой группы цилиндров. Это упрощает поиск смежных или соседних кластеров для данных файла, а не чем просто использовать любой доступный свободный кластер. Кроме того, FFS предварительно выделит соседние кластеры в файл. на случай, что они могут понадобиться файлу по мере его роста.
4. Предварительная выборка . Если два или более последовательных блока считываются из файла, FFS предполагает, что доступ к файлу является последовательным и выполнит предварительную выборку дополнительных блоков из этого файла.

Эти изменения привели к увеличению производительности в 5-10 раз по сравнению с UFS.

Linux ext2

Файловая система Linux ext2 является адаптацией FFS Беркли. При использовании больших дисков пространство теряется из-за внутренней фрагментации больше не считалось драгоценным и заслуживающим сохранения, поэтому от управления фрагментами отказались, чтобы упростить кластер. распределение.Вместо групп цилиндров в ext2 используется термин группа блоков , поскольку современные диски производят невозможно идентифицировать баллоны; у нас просто есть абстракция длинного линейного списка блоков. Чтобы повысить производительность по сравнению с FFS за счет возможного повреждения диска, ext2 агрессивно кэширует все данные в буферный кеш. FFS будет агрессивно сбрасывать изменения метаданных, чтобы минимизировать повреждение файловой структуры, даже если данные все еще были под угрозой.

Журналирование и Linux ext3

Файловая система соответствует , если все растровые изображения свободных блоков и индексных дескрипторов точны, все выделенные индексы ссылаются на по файлам или каталогам, и каждый блок данных либо помечается как свободный, либо на него ссылается индексный дескриптор.При изменении файла может быть выделен дисковый блок, изменена битовая карта свободного блока, изменен индексный дескриптор и записан дисковый блок. Если с системой что-то случится, например, спонтанная потеря питания, только некоторые из этих изменений могут иметь был записан на диск, что привело к несогласованному состоянию . Проблема согласованного обновления задача атомарного выполнения всех обновлений: либо все они должны быть применены к файловой системе, либо ни одного должно быть, гарантируя, что файловая система всегда может оставаться в согласованном состоянии. Журнал — это метод обеспечения этой гарантии атомарности. Все изменения, связанные с модификацией файла, сначала записываются в виде журнала в журнал (выделенная область на диске). Сама файловая система не трогается. Когда все изменения будут завершены журнал журнала помечен кодом конец транзакции . Только когда транзакция сделана постоянной на диске, та же последовательность изменений теперь применяется к файловой системе. По завершении запись транзакции удаляется из Журнал.Если что-то случится с системой, при перезапуске любые транзакции в журнале применяются к файловую систему, чтобы привести ее в согласованное состояние.

Обратной стороной журналирования является производительность: все дисковые операции применяются к журналу, а затем снова применяется к файловой системе. Отказавшись от некоторой целостности, можно несколькими способами снизить производительность. может быть улучшена.

Полное ведение журнала данных

Как описано выше, все операции с диском сначала записываются в журнал, а затем применяются к файловой системе.

Ведение журнала заказанное

Это сначала записывает блоки данных, а затем записывает в журнал только метаданные (информацию об индексных узлах, растровые изображения и изменения суперблока), завершает транзакцию, а затем применяет все метаданные, записанные в журнал, в файловую систему. Файловая система всегда поддерживается в согласованном состоянии, но в некоторых случаях может привести к частично измененным файлам, если: например, данные были записаны в существующие и новые блоки файла, но система умерла до того, как запись конца транзакции .

Журнал обратной записи

Это ведение журнала ведет журнал метаданных, но без сначала записываем блоки данных. Недавно измененные файлы можно поврежден после сбоя. Это самый быстрый из вариантов ведения журнала и слабый форма ведения журнала, поскольку это может привести к повреждению данных. Однако, он не приводит к большему повреждению, чем файловые системы без ведения журнала и может сэкономить много времени при восстановлении файловой системы.

Файловая система ext3 в Linux такая же, как ext2, но с добавлением журнала в каждую группу блоков.

Linux ext4

Файловая система ext4 является усовершенствованием ext3 и может поддерживать файлы гораздо большего размера. Двумя ключевыми улучшениями были:

1. Распределение на основе экстента. Напомним, что экстент — это набор смежных кластеры. Вместо перечисления номеров блоков в inodes ext4 использует экстенты. Экстент содержит начальный номер кластера группы кластеров вместе с количеством кластеров. В случаях, когда могут быть выделены смежные блоки, это может позволить адресовать гораздо больше данных из список блоков inode.Поскольку вычисление блока, содержащего определенное байтовое смещение в файле, сложно с экстентами (у вас есть для перебора списка экстентов), использование косвенных блоков было заменено структурой данных Htree (похожей на B-дерево), которая упрощает обход дерева для поиска блока, представляющего определенное смещение в файле.
2. Отложенное выделение дискового пространства. Вместо того, чтобы выделять кластеры данных по мере роста файла, блоки хранятся в буферном кеше и выделяются физическим блокам только тогда, когда они готовы к очистке.Это увеличивает вероятность того, что мы можем выделить непрерывные блоки для файла.

Микоросфт NTFS

NTFS была преемником семейства файловых систем Microsoft FAT и была файловой системой выбор для каждой версии Windows Server и всех потребительских версий, начиная с Windows Vista. NTFS распределяет данные в экстентах поверх кластеров и спроектирована таким образом, что почти каждая структура в файловой системе появляется как файл. В то время как файловые системы, производные от Unix, имеют отдельные области для индексных дескрипторов, журналов и растровых изображений, под NTFS они все просто файлы.

MFT или Master File Table — это структура, которая отслеживает записи файлов (аналогично таблице inode). Оно структурировано как B-дерево, чтобы облегчить поиск определенной записи файла. Каждая запись файла примерно похожа на индексный дескриптор тем, что содержит информацию о файле. Запись файла содержит произвольно длинный список атрибутов. Если список слишком длинный и не умещается внутри одной записи файла выделяются дополнительные экстенты с атрибутом в записи, определяющим их местонахождение.Данные, связанные с записью файла, являются просто атрибутом. Очень маленькие файлы или каталоги могут содержать все свои данные в записи файла и не требовать дополнительных дисковых блоков.

Между твердотельной флеш-памятью есть несколько отличий. и магнитные диски. Флэш-память NAND представляет собой блочно-адресное устройство: данные читаются или записываются постранично (блок) за раз и каждая страница имеет уникальный адрес. В этом смысле он очень похож на магнитный диск.Поскольку нет движущейся головки диска, которая должна для поиска определенной дорожки для чтения или записи блока, нет задержки поиска с NAND flash, что делает бессмысленным использование алгоритмов лифта. В отличие от диска, данные нельзя записать прямо на страницу. флэш-памяти NAND: сначала необходимо стереть содержимое страницы, включив запись операции в последовательность стирания-записи. В отличие от дисководов, каждый страница флэш-памяти NAND может обрабатывать только ограниченное количество операций стирания-записи. циклов до того, как он изнашивается. Это число обычно составляет от 100 000 и 1 000 000.Из-за этого цель в NAND flash — износ выравнивание : распределять записи по всем страницам хранилища.

Динамическое выравнивание износа контролирует частую и малую нагрузку области флеш-памяти и в какой-то момент меняет местами часто используемые блоки (страницы) с малоиспользуемыми блоками. Неиспользуемые блоки не затрагиваются. Более агрессивный форма выравнивания износа выравнивание статического износа где даже неизменное (статичное) содержимое периодически перемещается в другие блоки чтобы все блоки изнашивались равномерно.Выравнивание износа реализовано либо во флэш-контроллере NAND, либо на уровне программного обеспечения между драйвером флеш-устройства и блочным устройством. Этот уровень программного обеспечения называется Flash Translation Layer . ( FTL ). FTL поддерживает поисковую таблицу блоков который отображает логические блоки в физические, чтобы блок можно было идентифицировать и находится даже после его перемещения.

Файловые системы с лог-структурой

Чтобы избежать повторного использования одних и тех же блоков снова и снова, лог-структура файловая система привлекательна для флэш-памяти.Это файловая система где каждая файловая операция записывается как запись транзакции log (например, «новый файл 111: имя = ABC», «новый блок данных 0 для файла 111: …. «). Одна запись может быть устаревшей. При воспроизведении от начала до конца журнал позволяет нам построить актуальную файловая система. В отличие от традиционных файловых систем, вся файловая система хранится просто как последовательность записей журнала.

YAFFS — популярная файловая система с журнальной структурой. Все данные записываются в журнал как фрагменты.Каждый кусок — это либо данные чанк или заголовок объекта, который представляет метаданные файла или каталог. Новые фрагменты могут привести к тому, что некоторые старые фрагменты станут устаревшими. Если все фрагменты в блоке больше недействительны, фрагмент может быть повторно используется. Сборка мусора выполняется периодически вернуть свободные блоки. Бесплатные блоки также можно создавать, копируя живые (используемые) фрагменты из блоков, которые содержат в основном удаленные фрагменты на другие блоки.

При запуске драйвер YAFFS просматривает журнал и создает в памяти вид иерархии файловой системы (без данных, которые все равно располагаться во флэш-памяти). Контрольно-пропускной пункт есть процесс записи этой иерархии файловой системы на файловая система. Это ускоряет монтирование, поскольку драйвер файловой системы может прочитать последнюю контрольную точку и нет больше необходимо восстановить всю иерархию файловой системы.

Специальные устройства

Классический взгляд на драйвер устройства — это программное обеспечение, которое взаимодействует с некоторым физическим устройством. и позволяет пользовательским процессам читать, писать и иным образом управлять устройством. Однако устройство не обязательно должно быть настоящим устройством.Можно написать драйверы для создания потоков данных для различных целей. Несколько примеров этого — нулевое устройство (которое отбрасывает любые записи и всегда возвращает конец файла при чтении), нулевое устройство (аналогично нулевому устройству но всегда возвращает байты, содержащие значения 0), и случайное устройство , которое возвращает случайные числа.

Устройство петли — это специальное устройство, которому присвоено имя файла (через ioctl ) и создает интерфейс блочного устройства для этого файла.Блочное устройство Интерфейс — это интерфейс, в котором система может только читать и записывать блоки данных фиксированного размера. Файловые системы форматируются поверх блочных устройств (обычно дисковых накопителей или флэш-памяти NAND). поскольку файл теперь может представлять себя как блочное устройство, теперь можно создать файловую систему в этом файле и смонтировать ее так же, как физический диск или флэш-память.

Специальные файловые системы

Наш классический взгляд на файловую систему — это драйвер файловой системы, который размещает структуры данных на сверху блочного устройства и позволяет создавать, получать доступ и удалять файлы и каталоги.Однако драйвер файловой системы может быть более абстрактным. Файловая система процесса , например, создает представление файловой системы процессов и других аспектов ядра. Каждый процесс представлен в виде каталога. Различные аспекты процесса, такие как командная строка, открытые файлы, карта памяти, сигналы и статистика представлены в виде файлов и каталоги в каталоге процесса. Файловая система устройства представляет все устройства ядра как файлы устройств, поэтому нет необходимости явно создавать и удалять их из каталога / dev в физической файловой системе. FUSE — это модуль ядра, который позволяет создавать файловые системы на уровне пользователя. Уровень VFS отправляет запросы к FUSE, который, в свою очередь, отправляет их процессу уровня пользователя, который интерпретирует запросы так, как считает нужным.

Данные передаются по сети одним из двух способов: baseband или широкополосный . Только один узел может передавать данные одновременно в сети baseband но на тот момент он имеет полную пропускную способность сети. Широкополосный сеть, с другой стороны, имеет доступную пропускную способность, разделенную на несколько каналы или полосы частот.Кабельное телевидение — пример широкополосной сети. Однако услуги передачи данных, предлагаемые поставщиками кабельного телевидения, ограничиваются двумя группами: каналы (один установлен для нисходящего трафика, а другой — для восходящего), делая IP эффективный доступ к основной полосе частот в пределах широкополосной связи. Не путайте эти термины с использование маркетинговым сообществом широкополосного доступа для обозначения любого относительно высокоскоростная сеть до дома.

В сетях основной полосы частот все узлы в сети используют одни и те же частоты. Следовательно, они не могут все разговаривать одновременно и должны совместно использовать сеть.Два способа обмена сеть коммутационная и пакетная коммутация . Сеть с коммутацией каналов делит сеть на короткие сети фиксированной длины. временные интервалы, и каждому узлу разрешено использовать только определенные временные интервалы. Этот называется Мультиплексирование с временным разделением каналов ( TDM ). С участием коммутация цепи, a выделенный путь (маршрут) устанавливается между двумя конечными точками. Коммутация цепи обеспечивает гарантированное пропускная способность и постоянная задержка, но неэффективно использует сетевые ресурсы поскольку временные интервалы могут не использоваться, если узлу нечего передавать.Телефонная сеть общего пользования является примером схемы переключение, обеспечивающее максимальную задержку 150 миллисекунд и оцифровку голоса в постоянная скорость передачи данных 64 кбит / с. Сеть с коммутацией пакетов использует переменную длину интервалы времени. Данные сегментируются на пакеты переменного размера, и каждый пакет должен быть идентифицирован. и обратился. Этот тип передачи обычно не может обеспечить гарантированную пропускную способность или постоянная задержка. Ethernet является примером сети с коммутацией пакетов.

Сеть передачи данных обычно реализуется в виде уровней (стек несколько протоколов , каждый из которых отвечает за определенный аспект сети.Эталонная модель OSI определяет семь уровней сетевых протоколов. Некоторые из наиболее интересных: канал передачи данных, сеть, транспорт и презентация. слои.

Уровень канала передачи данных (уровень 2) передает данные в пределах физической локальной сети. Сетевой уровень (уровень 3) управляет маршрутизацией : путь пакетов от одной машины к другой, возможно, через несколько сетей. Транспортный уровень (уровень 4) управляет передача данных от одного приложения к другому, а не от машины к машине Доставка.Уровень представления (уровень 6) управляет представление данных и обрабатывает любое необходимое преобразование типов данных в разных архитектурах (например, разный порядок байтов в целых числах, различные представления символов).

IP-сеть

Интернет-протокол (IP) обрабатывает объединение нескольких локальных и глобальных сетей. Это логичный с коммутацией пакетов сеть, данные которой передаются по одной или нескольким физическим сетям (например, Ethernet, для пример).В модели OSI IP — это протокол уровня 3 (сетевой), тогда как Ethernet — это протокол уровня 2 (канал передачи данных). У каждой машины в IP-сети должен быть IP-адрес. Поскольку IP логическая оверлейная сеть, которая соединяет несколько физических сетей вместе, IP-адрес не связан с адресом любого базовая сеть (например, адрес Ethernet).

Поскольку IP — это логическая сеть, любой компьютер, которому необходимо отправка IP-пакетов должна осуществляться через физическую сеть. Обычно это Wi-Fi или Ethernet, который использует 48-битный адрес Ethernet, не связанный с 32-битным IP. адрес.Чтобы отправить IP-пакет, системе необходимо найти физический (Ethernet) адрес назначения (MAC или адрес управления доступом к среде), который соответствует желаемый IP-адрес. Протокол разрешения адресов или ARP , выполняет это. Он работает, транслируя запрос, содержащий IP-адрес. ( знаете ли вы соответствующий MAC-адрес для этого IP-адреса? ), а затем ждем ответа от машины с соответствующий IP-адрес.Чтобы избежать этого для каждого исходящего пакета, он поддерживает кэш последних использованных адресов.

Есть два протокола транспортного уровня поверх IP: TCP и UDP. TCP ( Протокол управления передачей ) имитирует виртуальную цепь (, ориентированный на соединение, ) сервис. Этот уровень программного обеспечения гарантирует, что пакеты поступают в приложение, а потерянные или поврежденные пакеты передано повторно. Транспортный уровень отслеживает пункт назначения, поэтому приложение может иметь иллюзию связанного потока данных. UDP ( Пользователь Протокол дейтаграмм ) предоставляет дейтаграмму ( без установления соединения ) оказание услуг. Хотя UDP отбрасывает пакеты с поврежденными данными, он не обеспечивает правильность доставка или надежная доставка. Номера портов как в TCP, так и в UDP формируют транспортный адрес и используются чтобы операционная система могла направлять данные в соответствующее приложение конечной точке (или, точнее, к сокету , который связан с поток связи).

Инкапсуляция протокола разделяет уровни сетевого стека. Пакет TCP или UDP, вместе со связанными пакетными данными обрабатываются просто как данные внутри IP-пакета. Заголовок IP имеет 6-битное поле протокола, которое определяет тип протокола, который инкапсулирован в него, так что драйвер IP может отправить пакет вправо протокол транспортного уровня (например, к модулю TCP). Аналогичным образом, пакет Ethernet (называемый «фрейм») обрабатывает весь IP-пакет как данные.Он имеет двухбайтовое значение, определяющее тип протокол, который он инкапсулирует, чтобы драйвер Ethernet мог отправлять данные к правильному модулю протокола (например, к драйверу IP).

Розетки

Розетки — это интерфейс к сети, который предоставляется приложения от операционной системы. Сокет — это конечная точка связи, которая позволяет одному приложению обмениваться данными с другим приложением. Запись данных в сокет позволяет соответствующему сокету в другом приложении для получения этих данных.Интерфейс обычно представляет собой сеть передачи данных между машины, но не обязательно — сокеты также могут использоваться для межпроцессного взаимодействия общение в одной системе. Поскольку сокеты предназначены для работы с приложением к приложению коммуникации, они почти всегда взаимодействуют на транспортном уровне OSI эталонная модель (UDP / IP и TCP / IP, если используется IP-связь).

Розетки создаются с помощью сокета системный вызов и назначаются адрес и номер порта с помощью системы bind вызов.Для протоколов, ориентированных на соединение, сокет на сервере настроен на прослушивать соединения с системным вызовом listen . принимает вызовы блокируются до тех пор, пока соединение не будет получено в прослушивающем сокете, после чего сервер процессу дан новый сокет, выделенный для нового соединения. Клиент может установить соединение с серверный сокет через системный вызов connect . После этого отправка и получение данных совместимый с файловыми операциями: те же самые системные вызовы чтения / записи могут быть используемый. Это ключевая особенность сокетов: после настройки сетевого интерфейса, приложение может использовать ввод-вывод файловой системы для связи и не должно думать о сети. Когда связь будет завершена, сокет можно закрыть с помощью выключения системный вызов или обычная файловая система закрыть системный вызов .

Пользовательские процессы взаимодействуют с сокетами либо через систему, специфичную для сокетов. звонки ( сокет , прослушивание , подключение и т. д.) или через вызовы файловой системы ( чтение, , запись, и т. д.). Однако розетки , а не реализована как файловая система на уровне VFS операционной системы. Различие между файлами и сокетов. встречается в структуре данных ядра, на которую ссылается файловый дескриптор сокета. Каждая розетка имеет свою собственную структуру розетки , связанную с ней. Эта структура определяет набор операций, которые могут быть выполнены с ней как а также его очереди отправки и получения данных.Структура также определяет сетевой протокол. связанный с ним (например, TCP), чтобы он мог ставить в очередь исходящие данные для обработки соответствующим уровнем протокола.

Общий сетевой интерфейс, предоставляемый сокетами, взаимодействует с зависящими от протокола реализации. Как и файловая система и устройства, сетевые протоколы имеют модульную структуру. и может быть установлен, зарегистрирован и удален динамически.

Нам нравятся многоуровневые протоколы, потому что они красиво разделяют разные вещи это должно происходить в сетевом стеке.Что нам не нравится, так это перемещение данных. Распределение, копирование и освобождение данных при их перемещении между уровнями стека протоколов серьезно повлияет на производительность. Вместо этого пакет помещается в буфер сокета ( sk_buff ) как только он будет создан: либо при системном вызове (для отправки данных), либо в драйвере устройства (для полученных данных). Вместо копирования data, указатель на буфер сокета перемещается между очередями каждого уровня сетевой стек. Когда приложению необходимо передать данные, уровень сокета выделяет буфер сокета с достаточным дополнительным пространством для хранения данных процесса вместе с все заголовки, которые потребуются при спуске пакета по стеку протоколов (например,грамм., Заголовки TCP, IP и Ethernet). Данные копируются из процесса пользователя в буфер сокета в пространстве ядра. В следующий раз он будет скопирован, когда весь протокол обработка завершена, и данные со всеми их заголовками перемещаются из буфера сокета к устройству.

Интерфейс абстрактного устройства находится ниже сетевых уровней и справа выше реальных драйверов устройств. Этот интерфейс содержит общие функции для инициализации устройства, отправляющие данные и выделяющие буферы сокетов для полученных данных.Сеть драйвер устройства (например, драйвер Ethernet или 802.11b / g / n / ac) взаимодействует с физическим сеть и отвечает за фактическую передачу данных в сеть и захват получил данные от оборудования. Как и в случае с символьными и блочными драйверами устройств, драйверы сетевых устройств являются модулями которые можно вставлять, регистрировать и удалять динамически.

В быстрых сетях скорость поступления пакетов может генерировать тысячи сотни тысяч прерываний в секунду.Чтобы этого избежать, Linux NAPI («Новый» API) отключает прерывания сетевого устройства при получении пакета и возвращается к периодическому опросу. Если в какой-то момент опрос не дает данных, прерывания повторно включен и опрос остановлен. Это позволяет избежать ненужного опроса, когда нет входящий трафик. Как только сетевое прерывание обслуживается, прерывания снова блокируются. и мы повторяем тот же процесс.

Одна проблема с интерфейсом, предлагаемым сокетами, заключалась в том, что он предоставил модель взаимодействия с отправкой-получением .Однако большинство программы используют функциональную (вызов процедуры) модель взаимодействия. Вызов удаленных процедур — это Конструкция языка программирования (то, что предоставляется компилятором), в отличие от в конструкцию операционной системы , например сокеты. Они создают иллюзию вызов процедуры на удаленной машине. За это время выполнение локальный поток останавливается, пока не будут возвращены результаты. Программист облегчен из данных упаковки, отправка

Флэш-карточек окончательной проверки управления процессом

Элемент конечного управления, управление процессом для клапанов, демпферов, гидравлических муфт, наклона горелки

Конечный элемент управления определяется как механическое устройство, которое физически изменяет процесс в ответ на изменение уставки системы управления. Конечные элементы управления, относящиеся к исполнительным механизмам, включают клапаны, заслонки, гидравлические муфты, заслонки и наклоны горелки, и это лишь некоторые из них.Конечные элементы управления являются неотъемлемой частью систем управления технологическим процессом, позволяя оператору достичь желаемого выходного значения переменной процесса, манипулируя уставкой переменной процесса.

Текущие тенденции в отрасли направлены на повышение качества и эффективности с целью снижения производственных затрат. Многие промышленные предприятия осознают экономию чистой прибыли за счет повышения эффективности управления технологическим процессом за счет точного и последовательного управления конечными элементами управления.

Вы используете приводы?

И уже знаете, что вам нужно?

Традиционные методы позиционирования конечных элементов управления включают электрические приводы с короткозамкнутыми двигателями, которые имеют ограничения рабочего цикла, низкое разрешение и низкую надежность.Обычно используемые пневматические приводы страдают от перескока / проскальзывания и высоких требований к техническому обслуживанию. Хотя может показаться само собой разумеющимся, что ваш привод должен перемещаться, когда и где контроллер указывает ему, во многих случаях мертвое время и превышение скорости прилипания / проскальзывания вызывают задержки в достижении уставки. Неэффективность этих технологий может привести к относительно слабому контролю над процессом и незапланированным простоям, что приведет к изменчивости процесса и увеличению стоимости процесса. Часто эти затраты остаются незамеченными, потому что они не являются прямыми и очевидными.При выборе исполнительного механизма для конечного элемента управления исполнительный механизм должен иметь рабочие характеристики, которые позволят системе управления работать в соответствии с проектом.

Основные рабочие характеристики исполнительного механизма исполнительного элемента следующие:

• Точное, повторяемое позиционирование обычно лучше 0,15% диапазона.
• Возможность мгновенного пуска и останова без простоев или превышения положения.
• Продолжительный режим без ограничения количества пусков в минуту.
• Работайте стабильно и независимо от нагрузки.
• Прочная промышленная конструкция, способная работать в сложных условиях без снижения производительности.
• Требуется минимальное периодическое обслуживание.

Исполнительный элемент исполнительного органа, разработанный с этими характеристиками, дает два чрезвычайно важных преимущества:

1. Возможность точно и мгновенно отслеживать сигнал запроса от контроллера. Это гарантирует, что привод будет реагировать точно так, как указано контроллером.Таким образом, исполнительный механизм не является ограничивающим фактором в контуре управления, и контроллер может работать на оптимальном уровне.
2. Высокая надежность, не требующая обслуживания. Привод, предназначенный для работы, как описано выше, по умолчанию более прочен, чем типичные приводы. Следовательно, по конструкции он может иметь гораздо более высокую степень надежности.

Когда необходимо улучшить характеристики управления процессом, первым шагом является улучшение характеристик конечного элемента управления.Электрические приводы Beck обеспечивают необходимый контроль и надежность, которые требуются для многих конечных элементов управления. Продуктовая линейка приводов Группы 11 часто используется в системах с низким и средним крутящим моментом (от 20 фунт-футов до 5200 фунт-футов). Приводы группы 22 используются для приложений с высоким крутящим моментом (от 3000 до 8000 фунт-футов), а компактные поворотные приводы группы 31 используются для приложений с низким крутящим моментом (от 15 до 30 фунт-футов).