مقاله مدیریت حافظه برای سیستم های چند رشته ای نرم افزار SDSM
زمانیکه سیستم های حافظه اشتراکی گسترده نرم افزار (SDSM) چند رشته ای را با بهره برداری از چند پردازشگرهای متقارن فراهم می آورد، اعتراض کردن چگونگی حفظ سازگاری حافظه سازگاری حافظه در راه ایمن است، که به عنوان “ مسئله روز آمد صفحه اتمی” شناخته شده است.
عنوان : مقاله مدیریت حافظه برای سیستم های چند رشته ای نرم افزار SDSM
این فایل با فرمت word و آماده پرینت میباشد
فهرست
خلاصه
مقدمه
1- مسئله روز آمد صفحه اتمی
1- سیستم ParADE
1- چهار روش روزآمد صفحه اتمی
نقشه برداری فایل
حافظه اشتراکی V سیستم
فراخوانی سیستم mdupo
فراخوانی سیستم چند شاخه ای
1- آزمایشات
معماری Par ADE چند رشته ای SDSM
هزینه های عملکردهای اساسی
عملکرد اجرایی
هزینه پیاده سازی (تحقق)
1- نتایج
خلاصه:
در این مقاله، نشان می دهیم که در این مسئله می تواند از طریق خلق دو راه قابل دستیابی مستقل به صفحه فیزیکی و از طریق نسبت دادن مجوزهای متفاوت دستیابی به آنها تجزیه شود. به ویژه، ماسه روشن جدید را با کاربرد سیستم ارتباطی درون پردازشی حافظه اشتراکی V، فراخوانی سیستم جدید molupo و فراخوانی سیستم دو شاخه D علاوه بر کاربرد روش شناخته شده نقشه پردازی فایل پیشنهاد می دهیم. سهم اصلی از این مقاله معرفی راه حلهای متنوع به مسئله روز آمد صفحه اتمی و مقایسه مشخصه هایشان است. تجربیات و آزمایشات برای دسته ای بر پایاه لینوکس SMPS و سیستم ثابت IBM sP Hawk انجام می شود و نشان می دهد که روشهای پیشنهاد شده بر عقب کشی های از روش طراحی قایل غالب میگردد مثل هزینه بالای ارزشدهی آغازین و پاکسازی قطرنها نگاهی میانگیر اضافی به ویژه، روش کاربردی فراخوانی سیستم دو شاخه O فضای کلی نشان را به کاربرد عملی حفظ می کند.
1- مقدمه
سیستم های حافظه اشتراکی گسترده نرم افزار سکوی قدرتی شده است تا فضای نشانی اشتراکی را روی معماریهای حافظه اشتراکی فراهم گردد. سیستم های اولیه SDSM مثل IVY [1] ، طریقه واسطه ای [2]، [3] Munin، و Treadmark[4] گروه های غیر پردازش را می پذیرند، بنابراین تنها یک رشته را در جریان روی گره مجاز میگرداند به طور رایج، جنس ریر پردازنده های خارج از قفسه و ترکیبات شبکه به طور گسترده به عنوان بلوکهای ساختمای برای کامپیوترهای موازی به کار برده می شود. این روند سیستم های دسته ای را شکامل چند پردازشگر متناسب سکوهای جذاب برای محاسبه عملکرد بالا ساخته است. به هر حال، سیستم های اولیه تک رشته ای شده خیلی محدود به بهره داراست چند پردازشگر در رشته های SMP می شوند. نسل بعدی سیستم های SDSM مصل Quark[5]، [6] Brazos ، رشته های DSM[7]، Murk[8] آگاه از چند پردازشگرهایی هستند که آنها بوسیله چند پردازشگر یا چند رشته بهره برداری می گردد. به طور کلی، سیستم های بر پایه پردازش ساده و طبیعی ظرفیت بالای کلید زنی و تأخیرر رابطه ای اضافی درون پردازش را در یک گروه تجربه و آزمایش می کنند، بنابراین تمرکز، در این مقاله سیستم های چند رشته ای SDSM است.
خیلی از سیستم های تک رشته ای SDSM در سطح کاربر از طریق کاربرد مکانیزم گرداندن خرابی صفحه تکمیل و اجرا می شوند این نوع از SDSM دسترسی کاربرد غیر ممتاز را به صفحه اشتراکی از طریق گرفتن علامت SIGSEGV و کاربرد تعیین شده گرداننده علامتی روز آمد را در صفحه غیر معتبر آشکار می گرداند. از نقطه نظر کاربرد، این صفحه روز آمد اتمی است زمانیکه کنترل صفحه به کاربردی تنها بعد از گرداندن علامت برگردانده می شود و کاری روی خرابی تکمیل می کند. به هر حال، جریان گرداندن خطای قرار دادی در محیط های چند رشته ای موفق نخواهد شد زیرا دیگر رشته ها احتمالاً سعی در دستیابی صفحه معین در طی دوره روزآمد دارند. سیستم SDSM با برهانی روبرو می گردد زمانیکه چندین رشته با دستیابی به صفحه غیر معتبر در فاصله کوتاه کامل می گردد. در دستیابی اول به صفحه غیر معتبر، سیستم باید صفحه قابل نوشتن را با جایگزینی مورد معتبر برقرار گرداند. متأسفانه این تغییر همچنین رشته های کاربردی دیگر را به دستیابی صفحه معین مجاز می گرداند. این پدیده به عنوان صفحه ای روز آمد شناخته شده است و مسئله صحیح(7) یا حوزه شرایط mmapo تغییر می گردد. به طور خلاصه، با این مسئله روز آمد صفحه اتمی را فرا می خوانیم راه حل معروفی به این مسئله از طریق سیستم های چند رشته ای SDSM عمده مثل Treadmark[9] ، [6]Brazos وstnings[10] منطبق می شود که طراحی فایل به دو نشانی متفاوت واقعی است. حتی از طریق روش نقشه برداری محیط کاری احتمالاً تحت تأثیر عملکرد این سیستم ها است. روش نقشه برداری فایل به طور ضعیف در برخی موردها اجرا می گردد و برای مثال، سیستم IBMSP Night Hawk با ویرایش Aix 4.3.3PssP این مشاهده تحقیق دیگر راه حل ها را به مسئله روز آمد صفحه اتمی موجب می گردد. به هر حال، نقشه برداری فایل هزینه ارزش دهی بالای آغازین را دارد و فضای قابل دسترسی را کاهش می دهد زیرا SDSM و بخش عمل فضای نشانی است.
ما علت مسئله روزآمد صفحه اتمی را ذکر می کنیم که SDSM و بخش عملی همان صفحه نشانی است. زمانیکه تغییرات SDSM صفحه قابل نوشتن است، صفحه همچنین به کاربرد قابل دسترسی است. راه حل کلی به این مسئله جداسازی فضای نشانی کاربردی از فضای نشانی سیستم برای حافظه فیزیکی است و مجوز دستیابی متفاوتی تکمیل می شود، نشانیهای مهارتی متفاوت احتمالاً مجوز دستیابی متفاوتی دارند حتی اگر آنها به صفح فیزیکی یکسان رجوع کنند. سپس، سیستم می تواند روزآمد بودن صفحه اتمی را از طریق تغییر مجوز دستیابی از صفحه مهارتی در فضای نشانی کاربرد ضمانت کند بعد از اینکه آن روز آمد بودن صفحه را از طریق فضای نشانی سیستم تکمیل می کند. در این مقاله، ما سه راه حل جدید را با کاربرد سیستم ارتباطی درون حافظه اشتراکی، فراخوانی سیسستم mdupo جدید برای نسخه برداری فهرست صفحه، و فراخوانی دو شاخه سیستم O علاوه بر راه حل شناخته شده با کاربرد نقشه برداری قایل پیشنهاد می دهیم. سهم عمده از این مقاله ارائه راه حلهای متنوع به مسئله روز آمد صفحه اتمی است که با مشخصه هایشان مقایسه میگردد. به هر حال، آن مشاهده شده است که آن همیشه ممکن است تا همه آنها را در سیستم دسته SMP در نتیجه محدودیت های متنوع سیستم اجرایی تکمیل گردد. آزمایشاتی روی دسته ای براساس سینوکس ورودی دستگاه IBM SP2 نشان می دهد که روشهای پیشنهاد شده بر عقب کشی هایی از روش نقشه برداری فایل غالب می گردد مثل ارزش دهی آغازین بالای اضافی و پاک زنی و حافظه نگاهی میانگیر اضافی. بویژه، کاربرد روش فراخوانی سیستم شاخه ای o فضای کلی نشانی را به کاربرد نگه می دارد.
این مقاله به شرح ذیل سازماندهی می شود. در بخش دوم، ما از مسئله روز آ,د صفحه اتمی بحث می کنیم. ما به طور خلاصه سیستم SDSM خودمان را در بخش سوم معرفی می کنیم و چهار روش را ارائه می دهیم که مسئله را در بخش چهارم حل می کند چهار روش را از طریق کاربرد نشانه معیار ریز بررسی می کنیم و نتایج آزمایش را با چندین کاربرد در بخش s ارائه می دهیم. بخش 6 خلاصه ای از مقاله است.
2- مسئله روز آمد صفحه اتمی
جریان گرداندن خطای صفحه واقعی از SDSM بر پایه صفحه قراردادی در شکل 1 روشن می شود. به طور کلی این نوع از کاربردهای SDSM و SIGIO و علامتهای SIGSESV برای تکمیل پروتکولهای سازگاری حافظه است. زمانیکه عملکرد صفحه غیر معتبر اشاره شده از طریق A قابل دستیابی است، سیستم عملی علامت SIGSEGV و دسته هایی روی کنترل برنامه به SDSM از طریق راه انداختن برنامه در حافظه با کارانداز کاربر تعیین شده SIGSEGV تولید می گردد. درون کارانداز، سیستم صفحه قابل نوشتنی از طریق خلق متحرک صفحه بی نام یا از طریق بازیابی کردن صفحه از مخزن حافظه اشتراکی اختصاص می دهد که در مرحله ارزش آغازین آماده می شود. سپس سیستم بیشترین صفحه روز آمد را از گروه جزئی درخواست می کند و منتظر صفحه می گردد. زمانیکه درخواست صفحه به گروه جزئی میرسد، سیستم اجرایی جزئی علامت SIGIO و راه انداز کاربر تعریف شده SIGIO که به درخواست کمک می کند تولید می گردد. بعد از آن، SDSM محلی صفحه غیر معتبری به مورد جدید جایگزین می کند و صفحه خوانا را با کاربرد فراخوانی سیستم mprotecto بر قرار می کند.
در سیستم تک رشته ای، این صفحه روز آمد با توجه به کاربرد عملی اتمی است زمانیکه مجموعه هایی از عملیات را اجرا می کند. از لحاظ اتمی. به هر حال، تضمین نشده است زمانیکه چندین رشته دسترسی را کامل می گرداند. به منظور ضمانت صفحه روز آمد اتمی، رشته های دیگر باید از دستیابی به صفحه جلوگیری شود در حالیکه رشته در انتظار صفحه معتبر است. چندین راه حل ممکن می تواند به طریق زیر طبقه بندی شود:
• معلق نگه داشتن همه رشته های کاربردی زمانیکه سیستم به صورت روزآمد صفحه غیر معتبر پایان می یابد.
• اصلاح فهرست گر os که رشته هایی را فهرسست بندی نمی کند که احتمالاً قابل دستیابی به صفحه غیر معتبر است
• تکمیل بسته رشته جدید (7و5)
• نقشه کشی یک فایل به دو نشانی مهارتی و تعیین حواز متفاوت دستیابی به آنها.
روش اولیه قدرت مدارانه همه رشته های کاربردی را به طور موقتی از طریق پخش علامت SIGSTOP در طی دوره روزآمد کردن صفحه به طور معلق حفظ می گردد و رشته هایی مجدداً بعد از روز آمد کردن صفحه بر میانگیزد تا کامل شود. این روش خیلی ساده است اما آن حتی اجرای رشته های غیر مربوطه را به صفحه مسدود می گرداند در نتیجه، این روش بهره برداری cpu را به طور متنوع کاهش میدهد و برتری مورد انتظار ضعیف است. نگرش ثانوی اصلاح شالوده os است تا تنها رشته هایی را فهرست بندی کند که قابل دسترسی صفحه یکسان نیست. Murks[8] این نوع از سیستم است حتی این نگرش مؤثر است، و آن به محل پذیری سیستم صدمه می زند. مورد سوم تکمیل بسته رشته جدید برای کنترل فهرست بندی رشته در سطح کاربر است. رشته های DSm[7] و کوآکس(5) دو سیستم شناخته شده هستند اما آنها محل پذیری ندارند.
دانلود کامل مقاله مدیریت حافظه برای سیستم های چند رشته ای نرم افزار SDSM
تحقیق درمورد کامپیوتر و شیوه کار قطعات
به عنوان میکرو کنترلی 40 پایه و پردازنده استفاده شده است.این تراشه در داخل خودحافظهRA M به مقدار 128بیت حافظهROM به مقدار یک کیلو بایت دارد.سیگنال صفحه کلید به عنوان تنها ورود استاندارد کامپیوتر،دارای 38کلید درکامپیوتر IBM-XI می باشد
عنوان : تحقیق درمورد کامپیوتر و شیوه کار قطعات
این فایل با فرمت word و آماده پرینت میباشد
فهرست مطالب
مقدمه آ
صفحه کلید 1
حافظه RAM 2
هارد دیسک 8
اتصال کابل 11
روش RLL 22
کنترلر SCSI 28
کارت گرافیک 31
CD درایو و کار با آن 56
نصب درایو در سیستم 62
مونتاژ کردن 65
کانتکتورهای مادر برد 83
انواع مدولاسیون 86
متراکم سازی داده ها 88
نصب و راه اندازی مودم 92
خلاصه مطالب 95
صفحه کلید :
در ساختار تمام صفحه کلیدها از ماتریس برای تست فشار یک کلید استفاده شده است.در صفحه کلیدXT از تراشه8048 ورودی این تراشهMH2 77/4 می باشدکه درداخل آن تقسیم برسه انجام می شود. 12ردیف و3 ستون این تراشه هر3 تا5 میلی ثانیه یک بار جاروب می شوند.هنگامی که یک کلید فشرده شد و کد جاروب آن توسط 8048 کشف شد،کد جاروب آن در حافظهRAM مربوط به 8048 ذخیره می شود.سپس از طریق یک خط سریال برای مادربرد ارسال می شود.اگر یک کلید بیش از نیم ثانیه پایین نگاه داشته شود،آنگاه در هر ثانیه 10 بار کد اسکن کلید تولید شده ودر حافظه RAMذخیره می شود(البته این مدت زمان و تعداد آن در صفحه کلیدهای AT قابل تغییر بوده وحتی از طریق فرامین DOS نیز قابل کنترل می باشد).حافظه RAM برای16 کلید جای لازم را دارد.هنگامی که یک کلید فشرده شده،رها می شود،کد اسکن آن کلید بعلاوه 128(بیت7آن یک شد)برایCPU فرستاده می شود،ز اینکه یک کلید و یا مجموعه ای از کلیدها فشرده می شوند.از خط خط اطلاعات(پایه شماره2کابل ارسالاطلاعات) سیگنال HIGHبمدت2/0 میلی ثانیه به خروجی فرستاده می شود و سپس هشت بیت اطلاعات از طریق خط خروجی و پالس ساعت از طریق پایه یک به خروجی فرستاده می شود و سپس پهنای پالس هر بیت که 1/0 میلی ثانیه است جهت ارسال به بوردCPU از طریق کابل سریال است. بعد از وصل شدن خط+5 ولت به صفحه کلید یک منطق(power on reset)POR به مدت حداقل 300 میلی ثانیه و حداکثر 4 ثانیه بوجود می آید.بعد از آن یک برنامه تست در صفحه کلید اجرا شده وحافظهROM وRAMتست می شود.در این مرحله برای لحظه ای سه لامپ سمت راست روشن شده وسپس خاموش شده.زمان اجرای این برنامهاز600 تا900میلی ثانیه میباشد.با کامل شدن برنامه تست و آماده شدن صفحه کلید(خط پالس و اطلاعات بصورت HIGHمی شود)در صورت درست بودن یک کدAAHبرای آمادگی و سالم بودن ویا FCHجهت خطا برای واحد سیتم ارسال می نماید.در حین کار و ارسال اطلاعات توسط صفحه کلید،فرامین زیادی بین صفحه کلید و واحد سیستم مبادله می شود که هر کدام معنی و کار خاصی انجام می دهند .
تولید کننده پالس ساعت
حافظه ROM
حافظه RAM، بافر صفحه کلید که به صورت :first inpat first output)FIFO اولین ورودی و اولین خروجی)کار می کند.
تایمر و کانتر،(جهت شروع،پایان جاروب صفحه کلیدها).
یک پورت ورودی و خروجی که اطلاعات را به صورت سریال جابجامی نماید.
تراشه8048به عنوان یک ریزپردازنده(میکروکنترلی)کارهای زیر را در صفحه کلید انجام می دهد:
اجرای یک برنامه برای تست داخلیش به هنگام روشن سیستم (POR) .
جاروب کردن صفحه کلید هر3تا5 میلی ثانیه.
قرار دادن کد اسکن 16 کلید در بافر مربوطه.
اجرای حالت typematic(نگهداری کلید برای تکرار).
فرستادن کد اسکن برای واحد سیستم .
سیگنال پالس فعال کننده صفحه کلید از واحد سیستم می آید(توسط 6بیت پورت 61 تراشه 8255 فعال می شود)،با فعال شدن این بیت (HIGH) ارتباط بین صفحه کلید و سیستم در هنگام روشن شدن بر قرار می شود.هنگام زدن و یا آزاد شدن یک کلید کد اسکن آن توسط 8048 برای واحد سیستم از طریق پورت 60H تراشه 8255 فرستاده می شود و سپس یک وقفه صفحه کلید در CPU رخ می دهد.CPU از طریق پورت 60H کد فوق را خوانده و به وقفه از طریق (INTA) بیت 7پورت 60H جواب می دهد (با فرستادن یک پالس مثبت).همانطور که قبلاً اشاره شد صفحه کلیدهای XT دارای 38 کلید می باشد که از 1تا83 شماره گذاری شده اند به عنوان مثال کلید درA دارای کد اسکن 30 و کلیدS دارای کد اسکن 31 می باشد.هنگام رها کردن یک کلید فشرده هنگام زدن و رها کردن می باشد.با دریافت و هنگام رها کردن یک کلید فشرده شده کد اسکن آن عبارتست از کد اسکن اصلی آن +128.به عنوان مثال کدهای 30و158 مربوط به حرف،A هنگام زدن و رها کردن می باشد.با دریافت یک وقفه از صفحه کلید توسطCPU اجرای برنامه در حال اجرا متوقف شده و سیستم به آدرس سرویس روتین وقفه 0000:0024H(4X9H) پرش کرده و آدرس سرویس رویتن وقفه 9H (وقفه مربوط به صفحه کلید)را بدست آورده و آنرا اجرا مــی کند. تعـــدادی از کـــارهای که بوسیله سرویس روتین صفحه کلید انجام می شود عبارتست از ( ایــن سرویس روتین در حافظه ROM می باشدو جزء وقفه های بایاس محسوب می شود) :
(1)ترجمه کدهای اسکن به کدهای اسکی.
(2)داشتن 15 کاراکتر در بافر (مستقل از 16 کد اسکن موجود در بافر صفحه کلید).
(3)انجام عمل کرد کلید CAPS LOCK در هنگام فشردن آن.
(4)داشتن حالت کلید SCROLL LOCK برای برنامه های کاربردی.
(5)انجام کارهای خاص برای کلیدهای:
ریست کردن سیستم با فشار دادن کلیدهای CTRL+ALT+DEL
اجرای یک وقفه IBH برای کلیدهای CTRL+BREAK
چاپ صفحه صفحه نمایش (اجرای وقفه 5H )در اثر فشار کلید PRTSCیا SHIFT+PRTSC
(6)جلوگیری از تکرار کلیدهای CTRL،SHIFT،ALT،NUM LOCK،SCROLL LOC، INC،CAPS LOCK در صورت فشرده ماندن.
(7)انجام حالت SHIFT برای کلیدهای SHIFT،CTRL،ALT.
برای انجام کلیدها دو کد وجود دارد.که کد اسکی و کد اسکن که هر کدام یک بایت را از بافر اشغال می نمایند .کلیدهایی که کد اسکن ندارند دارای فقط یک کد اسکن یا کد اسکی گسترش یافته می باشد.به کلید یا کلیدهایی که با زدن آن یک برنامه مقیم شده در حافظه اجرا می شود وسپس کنترل سیستم به برنامه قبلی برمی گردد کلید داغ اطلاق می شود.برای ارسال اطلاعات از سوی صفحه کلید به واحد سیستم بعد از آماده شدن آن، اگر خط پالس (CLOCK)صفر باشد.اطلاعات در بافر ذخیره شده و به واحد سیستم ارسال نمی شود.اگر خط پالس فعال(HIGH) باشد و خط اطلاعات صفر باشد (لازم داشتن خط برای ارسال اطلاعات توسط سیستم ) اطلاعات در بافر صفحه کلید ذخیره شده و صفحه کلید اطلاعات ارسالی از سوی واحد سیستم را دریافت داشته و اجرا می نماید.اگر هر دو خط اطلاعات (پالس) یک (HIGH) باشند آنگاه صفحه کلید اقدام به ارسال اطلاعات بصورت یک بیت شروع،8 بیت اطلاعات،یک بیت پریتی و یک بیت متوقف می نماید.هنگام ارسال اطلاعات توسط صفحه کلید ،حداقل هر 60 میلی ثانیه یکبار خط پالس چک می شود،در صورت صفر شدن این خط توسط واحد سیستم،یک خط در ارسال و دریافت اطلاعات رخ داده است.بنابراین صفحه کلید از ارسال اطلاعات خودداری می نماید.اگر قبل از بیت درهم (بیت پریتی) این خط (پالس) صفر می شود،صفحه کلید از ارسال خودداری نموده و خط پالس و اطلاعات را فعال (HIGH) می نماید.اما اگر بعد از دهمین بیت باشد.آنگاه صفحه کلید ارسال را کامل خواهد نمود.زمانی که سیستم برای ارسال اطلاعات به صفحه کلید آماده است.ابتدا آن را چک می نماید که آیا صفحه کلید در حال ارسال اطلاعات هست یا خیر.اگر صفحه کلید در حال ارسال است ولی هنوز به دهمین بیت یک کد نرسیده است با صفر کردن خط پالس از ادامه آن جلوگیری می کند.ولی اگر بعد از دهمین بیت باشد،صبر می کند تا ارسال کامل گردد.برای ارسال،ابتداء خط اطلاعات با بیت شروع (معمولاً صفر است) ارسال را آغاز می نماید،در این حالت خط پالس می تواند یک باشد با آغاز ارسال صفحه کلید 11 بیت را می شمارد که بعد از بیت دهم،صفحه کلید خط اطلاعات را صفر نموده و یک بیت (بیت متوقف) را می شمارد.با این کار (صفر کردن خط اطلاعات) صفحه کلید به سیستم می گوید که اطلاعات ارسالی یک فرمان از سوی سیستم کامل دریافت شده است.باید صفحه کلید در کمتر از 20 میلی ثانیه به آن جواب دهد اگر در این زمان خطایی رخ دهد،سیستم ارسال اطلاعات را دوباره انجام می دهد.در کامپیوترهای AT بجای مدار فوق یک میکرو کنترلی تحت نام کنترلی صفحه کلید (معمولاً با شماره های 8042 یا 8742 مشاهده می شود) کار می نماید.لازم به توضیح است که در کامپیوترهای AT ،سرعت وتاخیر و نرخ تکرار کلیدهای فشرده شده از دو محل قابل تعریف می باشند
که عبارتنداز :
الف)تعریف درست آپ سیستم
ب)استفاده از فرمان MODE درMS-DOS
معمولاً بافر صفحه کلید در حافظه RAM بورد سیستم 32 بایت می باشد که می تواند که مربوط به 16 کلید را در خود داشته باشد.آدرس شروع آن در حافظه RAM به عنوان بافر 0040:00/EH می باشد،چون این بافر بصورت دایره ای می باشد بنابراین دو علامت ابتدا و انتهای آن را برای سیستم عامل مشخص می نماید