Реферат: Управление памятью - текст реферата. Скачать бесплатно.
Банк рефератов, курсовых и дипломных работ. Много и бесплатно. # | Правила оформления работ | Добавить в избранное
 
 
   
Меню Меню Меню Меню Меню
   
Napishem.com Napishem.com Napishem.com

Реферат

Управление памятью

Банк рефератов / Программирование

Рубрики  Рубрики реферат банка

закрыть
Категория: Реферат
Язык реферата: Русский
Дата добавления:   
 
Скачать
Microsoft Word, 795 kb, скачать бесплатно
Заказать
Узнать стоимость написания уникального реферата

Узнайте стоимость написания уникальной работы

Управление памятью Память является важнейшим ресурсом , требующим тщ ательного управления со стороны мультипрограммной опер ационной системы . Распределению подлежит вся оперативная память , не занятая операционной с истемой . Обычно ОС располагается в самых м ладших адресах , однако может занимать и са мые старшие адреса . Функция м и ОС по управлению памятью являются : отслеживание свободной и занятой памяти , выделение пам яти процессам и освобождение памяти при з авершении процессов , вытеснение процессов из оперативной памяти на диск , когда размеры основной памяти не достаточны для ра з мещения в ней всех процессов , и во звращение их в оперативную память , когда в ней освобождается место , а также настройк а адресов программы на конкретную область физической памяти . Типы адресов Для идентификации переменных и команд используются символьные и мена (метки ), виртуальные адреса и физические адреса (рисунок 2.7). Символьные имена присваивает пользователь при написании программы на алгоритмическом языке или ассемблере . Виртуальные адреса вырабатывает транслятор , переводящий программу на машинный я зык . Так как во время трансляции в общем случае не известно , в какое место опе ративной памяти будет загружена программа , то транслятор присваивает переменным и командам виртуальные (условные ) адреса , обычно считая по умолчанию , что программа будет размеще н а , начиная с нулевого адреса . Совокупность виртуальных адресов процесса называ ется виртуальным адресным простран ством . Каждый процесс имеет собс твенное виртуальное адресное пространство . Максим альный размер виртуального адресного пространств а ограничиваетс я разрядностью адреса , при сущей данной архитектуре компьютера , и , как правило , не совпадает с объемом физической памяти , имеющимся в компьютере . Рис . 2.7. Типы адресов Физические адреса соответствуют номерам ячеек оперативн ой памяти , где в действительности расположены или будут расположены переменные и коман ды . Переход от виртуальных адресов к физич еск им может осуществляться двумя способам и . В первом случае замену виртуальных адре сов на физические делает специальная системна я программа - перемещающий загрузчик . Перемещающий загрузчик на основании имеющихся у него исходных данных о начальном адресе физи ч еской памяти , в которую предстоит загружать программу , и информации , предоставл енной транслятором об адресно-зависимых константа х программы , выполняет загрузку программы , сов мещая ее с заменой виртуальных адресов фи зическими . Второй способ заключается в т ом , что программа загружается в память в н еизмененном виде в виртуальных адресах , при этом операционная система фиксирует смещение действительного расположения программного кода относительно виртуального адресного пространства . Во время выполнения програм м ы при каждом обращении к оперативной памяти выполняется преобразование виртуального адреса в физический . Второй способ является боле е гибким , он допускает перемещение программы во время ее выполнения , в то время как перемещающий загрузчик жестко привязыва е т программу к первоначально выде ленному ей участку памяти . Вместе с тем использование перемещающего загрузчика уменьшает накладные расходы , так как преобразование каждого виртуального адреса происходит только один раз во время загрузки , а во втором случае - каждый раз при об ращении по данному адресу . В некоторых случаях (обычно в специали зированных системах ), когда заранее точно изве стно , в какой области оперативной памяти б удет выполняться программа , транслятор выдает исполняемый код сразу в физических ад ресах . Методы распределе ния памяти без использования дискового простр анства Все методы упр авления памятью могут быть разделены на д ва класса : методы , которые используют перемеще ние процессов между оперативной памятью и диском , и методы , которые не делают этого (рисунок 2.8). Начнем с последнего , б олее простого класса методов . Рис . 2.8. Классификация ме тодов распределения памяти Распределение памяти фиксированными разделами Самым простым способом управления оперативной памятью является разделение ее на несколько разделов фикс ированной величины . Это может быть выполнено вручную оператором во время старта системы или во время ее генерации . Очеред ная задача , поступившая на выполнение , помещае тся либо в общую очередь (рисунок 2.9,а ), либо в очередь к некоторому разделу (рисун ок 2.9,б ). Рис . 2.9. Распределение памяти фикси рованными разделами : а - с общей очередью ; б - с отдельными очередями Подсистема управления памятью в этом случае выполня ет следующие задачи : · сравнивая размер программы , поступившей на выполнение , и свободных разделов , выби рает подходящий раздел , · осуществляет загрузку программы и настройку адресов . При очевидном преимуществе - простоте реализации - данный метод имеет существенный недостаток - жесткость . Так как в каждом разделе может выполнятьс я только одна программа , то уровень мульти программирования заранее ограничен числом раздел ов не зависимо от того , какой размер и меют программы . Даже если программа имеет небольшой объем , она будет занимать весь раздел , что приводит к неэффективному использованию памяти . С другой стороны , д аже если объем оперативной памяти машины позволяет выполнить некоторую программу , разбиени е памяти на разделы не позволяет сделать этого . Распределение памя ти разделами переменной величины В этом случае память машины не делится заранее на разделы . Сначала вся память свободна . Каждой вновь поступающей задаче выделяется необходима я ей память . Если достаточный объем памяти отсутствует , то задача не принимается н а выполнение и стоит в очереди . По сле завершения задачи память освобождается , и на это место может быть загружена др угая задача . Таким образом , в произвольный момент времени оперативная память представляет собой случайную последовательность занятых и своб о дных участков (разделов ) произв ольного размера . На рисунке 2.10 показано состоян ие памяти в различные моменты времени при использовании динамического распределения . Так в момент t0 в памяти находится только ОС , а к моменту t1 память разделена между 5 зада ч ами , причем задача П 4, заверша ясь , покидает память . На освободившееся после задачи П 4 место загружается задача П 6, поступившая в момент t3. Рис . 2.10. Распределение памяти динам ическими разделами Задачами операционной системы при реализации данного метода управления памятью является : · ведение таблиц свободных и занятых областей , в которых указываютс я начал ьные адреса и размеры участков памяти , · при поступлении ново й задачи - анализ запроса , просмотр таблицы свободных областей и выбор раздела , размер которого достаточен для размещения поступивш ей задачи , · загрузка задачи в выделенный ей раздел и к орректировка таблиц свободных и занятых областей , · после завершения зад ачи корректировка таблиц свободных и занятых областей . Программный код не перемещается во время выполнения , то есть может быть проведена единовременная н астройка адресов посредством использования перемещающего загрузчика . Выбор раздела для вновь поступившей з адачи может осуществляться по разным правилам , таким , например , как "первый попавшийся ра здел достаточного размера ", или "раздел , имеющий наименьший достаточный размер ", или "раз дел , имеющий наибольший достаточный разме р ". Все эти правила имеют свои преимуществ а и недостатки . По сравнению с методом распределения памяти фиксированными разделами данный метод обладает гораздо большей гибкостью , но ему присущ очень серьезный недостат ок - фрагментация памяти . Фра гментация - это наличие большого числа несмежн ых участков свободной памяти очень маленького размера (фрагментов ). Настолько маленького , что ни одна из вновь поступающих программ не может поместиться ни в одном из участков , хотя суммарный объем фрагментов может составить значительную величину , намного превышающую требуемый объем памяти . Перемещаемые р азделы Одним из метод ов борьбы с фрагментацией является перемещени е всех занятых участков в сторону старших либо в сторону младших адресов , так , чтобы вся свободная память образовывала единую свободную область (рисунок 2.11). В дополнен ие к функциям , которые выполняет ОС при распределении памяти переменными разделами , в данном случае она должна еще время о т времени копировать содерж и мое р азделов из одного места памяти в другое , корректируя таблицы свободных и занятых об ластей . Эта процедура называется "сжатием ". Сжат ие может выполняться либо при каждом заве ршении задачи , либо только тогда , когда дл я вновь поступившей задачи нет свобо д ного раздела достаточного размера . В п ервом случае требуется меньше вычислительной работы при корректировке таблиц , а во втор ом - реже выполняется процедура сжатия . Так как программы перемещаются по оперативной памяти в ходе своего выполнения , то преобр аз о вание адресов из виртуальной ф ормы в физическую должно выполняться динамиче ским способом . Рис . 2.1 1. Распределение памяти перемещаемыми разделами Хотя пр оцедура сжатия и приводит к более эффекти вному использованию памяти , она может потребо вать значительного времени , что часто перевеш ивает преимущества данного метода . Методы распределе ния памяти с исп ользованием дискового пространства Понятие виртуа льной памяти Уже достаточно давно пользователи столкнулись с проблемой размещения в памяти программ , размер которы х превышал имеющуюся в наличии свободную память . Решением было разбиение программы на части , называемые оверлеями . 0-ой оверлей начинал выполняться первым . Когда он заканчивал свое выполнен ие , он вызывал другой оверлей . Все оверлеи хранились на диске и перемещались между памятью и диском средствами операционной системы . Однако разбиение программы на части и планирование их загрузки в опе ративную память должен был осуществлять прогр аммист . Развитие методов организации вычислительного процесса в этом направлении привело к появлению метода , известного под названием виртуальная память . Виртуальным наз ывается ресурс , который по льзователю или пользовательской программе предст авляется обладающим свойствами , которыми он в действительности не обладает . Так , например , пользователю может быть предоставлена виртуаль ная оперативная память , размер которой прево с ходит всю имеющуюся в системе реальную оперативную память . Пользователь пишет программы так , как будто в его распор яжении имеется однородная оперативная память большого объема , но в действительности все данные , используемые программой , хранятся на одном и л и нескольких разнородных запоминающих устройствах , обычно на дисках , и при необходимости частями отображаются в реальную память . Таким образом , виртуальная память - это совокупность программно-аппаратных средств , позволя ющих пользователям писать программы , размер которых превосходит имеющуюся оперативную па мять ; для этого виртуальная память решает следующие задачи : · размещает данные в запоминающих уст ройствах разного типа , например , часть програм мы в оперативной памяти , а часть на ди ске ; · перемещает по мере необходимости данные между запоминающими устройствами разного типа , например , подгружает нужную часть программы с диска в опе ративную память ; · преобразует виртуальные адреса в физические . Все эти действ ия выполняются автоматически , без участия про граммиста , то есть механизм виртуальной памяти является прозрачным по отношению к пользователю . Наиболее распространенными реализациями вирт уальной памяти является страничное , сегментное и странично-сегментное распределение памяти , а также свопинг . Стран ичное распределение На рисунке 2.12 по казана схема страничного распределения памяти . Виртуальное адресное пространство каждого проц есса делится на части одинакового , фиксирован ного для данной системы размера , называемые виртуальными страницами . В общем слу чае размер виртуального адресного пространства н е является кратным размеру страницы , поэтому последняя страница каждого процесса дополняе тся фиктивной областью . Вся оперативная память машины также д елится на части такого же размера , называе мые физическими страницами (или блоками ). Размер страницы обычно выбирается равным степени двойки : 512, 1024 и т.д ., это позволяет упростить механизм преобразования адресов . При загрузке процесса часть его вирту альных страниц помещается в оперативную памят ь , а остальны е - на диск . Смежные ви ртуальные страницы не обязательно располагаются в смежных физических страницах . При загру зке операционная система создает для каждого процесса информационную структуру - таблицу с траниц , в которой устанавливается соответствие между н омерами виртуальных и физи ческих страниц для страниц , загруженных в оперативную память , или делается отметка о том , что виртуальная страница выгружена на диск . Кроме того , в таблице страниц со держится управляющая информация , такая как пр изнак модификации с траницы , признак невыгружаемости (выгрузка некоторых страниц может быть запрещена ), признак обращения к стра нице (используется для подсчета числа обращен ий за определенный период времени ) и други е данные , формируемые и используемые механизм ом виртуальной п амяти . Рис . 2.12. Страничное распределение п амяти При акт ивизации очередного процесса в специальны й регистр процессора загружается адрес таблиц ы страниц данного процесса . При каждом обращении к памяти происхо дит чтение из таблицы страниц информации о виртуальной странице , к которой произошло обращение . Если данная виртуальная страница находится в опер ативной памяти , то выполняется преобразование виртуального адреса в физический . Если же нужная виртуальная ст раница в данный момент выгружена на диск , то происходит так называемое страничное прерывание . Выполняющийся процесс переводится в состояние ожидан и я , и активизируетс я другой процесс из очереди готовых . Парал лельно программа обработки страничного прерывани я находит на диске требуемую виртуальную страницу и пытается загрузить ее в операт ивную память . Если в памяти имеется свобод ная физическая страница, то загрузка вып олняется немедленно , если же свободных страни ц нет , то решается вопрос , какую страницу следует выгрузить из оперативной памяти . В данной ситуации может быть использо вано много разных критериев выбора , наиболее популярные из них следующие : · дольше всего не использовавшаяся ст раница , · первая попавшаяся ст раница , · страница , к которой в последнее время было меньше всего обращений . В некоторых си стемах используется понятие рабочего множества страниц . Рабочее множество определяется для каж дого процесса и представляет собой перечень наиболее часто используемых страниц , которые должны постоянно находиться в оп еративной памяти и поэтому не подлежат вы грузке . После того , как выбрана страница , кото рая должна покинуть оперативную память , анали зи руется ее признак модификации (из та блицы страниц ). Если выталкиваемая страница с момента загрузки была модифицирована , то ее новая версия должна быть переписана на диск . Если нет , то она может быть просто уничтожена , то есть соответствующая фи зическая ст р аница объявляется свободн ой . Рассмотрим механизм преобразования виртуальн ого адреса в физический при страничной ор ганизации памяти (рисунок 2.13). Виртуальный адрес при страничном распреде лении может быть представлен в виде пары (p, s), где p - номер вир туальной страницы пр оцесса (нумерация страниц начинается с 0), а s - смещение в пределах виртуальной страницы . Уч итывая , что размер страницы равен 2 в степе ни к , смещение s может быть получено просты м отделением k младших разрядов в двоичной записи виртуа л ьного адреса . Оставшиес я старшие разряды представляют собой двоичную запись номера страницы p. Рис. 2.13. Механизм преобразования виртуального адреса в физический при с траничной организации памяти При каж дом обращении к оперативной памяти аппаратным и средствами выполняются следующие действия : 1. на основании начального адреса табл ицы страниц (содержи мое регистра адреса таблицы страниц ), номера виртуальной страницы (старшие разряды виртуального адреса ) и длин ы записи в таблице страниц (системная конс танта ) определяется адрес нужной записи в таблице , 2. из этой записи извле кается номер физической стран ицы , 3. к номеру физической страницы присоединяется смещение (младшие разряды виртуального адреса ). Использование в пункте (3) того факта , что размер страницы равен степени 2, позволяет применить операцию конкатенации (присоединения ) вместо более длите ль ной операции сложения , что уменьшает время получения физического адреса , а значи т повышает производительность компьютера . На производительность системы со страничн ой организацией памяти влияют временные затра ты , связанные с обработкой страничных прерыва ни й и преобразованием виртуального адреса в физический . При часто возникающих стран ичных прерываниях система может тратить больш ую часть времени впустую , на свопинг стран иц . Чтобы уменьшить частоту страничных прерыв аний , следовало бы увеличивать размер стра н ицы . Кроме того , увеличение разме ра страницы уменьшает размер таблицы страниц , а значит уменьшает затраты памяти . С другой стороны , если страница велика , значит велика и фиктивная область в последней виртуальной странице каждой программы . В сред нем на каж д ой программе теряется половина объема страницы , что в сумме при большой странице может составить сущес твенную величину . Время преобразования виртуально го адреса в физический в значительной сте пени определяется временем доступа к таблице страниц . В связи с этим таблиц у страниц стремятся размещать в "быстрых " запоминающих устройствах . Это может быть , напр имер , набор специальных регистров или память , использующая для уменьшения времени доступа ассоциативный поиск и кэширование данных . Страничное распределение памяти может быть реализовано в упрощенном варианте , без выгрузки страниц на диск . В этом случ ае все виртуальные страницы всех процессов постоянно находятся в оперативной памяти . Т акой вариант страничной организации хотя и не предоставляет пользователю в и рт уальной памяти , но почти исключает фрагментац ию за счет того , что программа может з агружаться в несмежные области , а также то го , что при загрузке виртуальных страниц н икогда не образуется остатков . Сегментное рас пределение При страничной организации вир туальное адресное пространс тво процесса делится механически на равные части . Это не позволяет дифференцировать сп особы доступа к разным частям программы (с егментам ), а это свойство часто бывает оче нь полезным . Например , можно запретить обращат ься с операц и ями записи и чте ния в кодовый сегмент программы , а для сегмента данных разрешить только чтение . Кр оме того , разбиение программы на "осмысленные " части делает принципиально возможным раздел ение одного сегмента несколькими процессами . Например , если два про ц есса исполь зуют одну и ту же математическую подпрогр амму , то в оперативную память может быть загружена только одна копия этой подпрог раммы . Рассмотрим , каким образом сегментное расп ределение памяти реализует эти возможности (р исунок 2.14). Виртуальное адр есное пространство процесса делится на сегменты , размер которы х определяется программистом с учетом смыслов ого значения содержащейся в них информации . Отдельный сегмент может представлять собой подпрограмму , массив данных и т.п . Иногда сегментация програм м ы выполняется по умолчанию компилятором . При загрузке процесса часть сегментов помещается в оперативную память (при этом для каждого из этих сегментов операционная система подыскивает подходящий участок свобо дной памяти ), а часть сегментов размещается в д исковой памяти . Сегменты одной п рограммы могут занимать в оперативной памяти несмежные участки . Во время загрузки сист ема создает таблицу сегментов процесса (анало гичную таблице страниц ), в которой для каж дого сегмента указывается начальный физический адр е с сегмента в оперативной п амяти , размер сегмента , правила доступа , призна к модификации , признак обращения к данному сегменту за последний интервал времени и некоторая другая информация . Если виртуальные адресные пространства нескольких процессов в ключают о дин и тот же сегмент , то в таблицах сегментов этих процессов делаются ссылки на один и тот же уч асток оперативной памяти , в который данный сегмент загружается в единственном экземпляре . Рис . 2.14. Распределение памяти сегме нтами Система с сегментной организацией функционирует аналогич но системе со страничной организацией : время от времени происходят п рерывания , свя занные с отсутствием нужных сегментов в п амяти , при необходимости освобождения памяти некоторые сегменты выгружаются , при каждом об ращении к оперативной памяти выполняется прео бразование виртуального адреса в физический . Кроме того , при обра щ ении к па мяти проверяется , разрешен ли доступ требуемо го типа к данному сегменту . Виртуальный адрес при сегментной организа ции памяти может быть представлен парой (g, s), где g - номер сегмента , а s - смещение в сегм енте . Физический адрес получается путем сложения начального физического адреса сегмента , найденного в таблице сегментов по номеру g, и смещения s. Недостатком данного метода распределения памяти является фрагментация на уровне сегмен тов и более медленное по сравнению со страничной организацией преобразование адрес а . Странично-сегментно е распределение Как видно из названия , данный метод представляет собой к омбинацию страничного и сегментного распределени я памяти и , вследствие этого , сочетает в себе достоинства обоих подходов . Виртуальное простр анство процесса делится на сегме нты , а каждый сегмент в свою очередь д елится на виртуальные страницы , которые нумер уются в пределах сегмента . Оперативная память делится на физические страницы . Загрузка процесса выполняется операционной системой постр аничн о , при этом часть страниц р азмещается в оперативной памяти , а часть н а диске . Для каждого сегмента создается св оя таблица страниц , структура которой полност ью совпадает со структурой таблицы страниц , используемой при страничном распределении . Для каждого п р оцесса создается табли ца сегментов , в которой указываются адреса таблиц страниц для всех сегментов данного процесса . Адрес таблицы сегментов загружаетс я в специальный регистр процессора , когда активизируется соответствующий процесс . На рисунк е 2.15 показа н а схема преобразования виртуального адреса в физический для данного метода . Рис . 2.15. Схема преоб разования виртуального адреса в физический для с егментно-страничной организации памяти Свопинг Разновидностью вир туальной памяти является свопинг . На рисунке 2.16 показан график зависимости коэффициента загрузки процессора в зависимости от числа одновре менно выполняемых пр оцессов и доли времени , проводимого этими процессами в состоянии ожидания ввода-вывода . Рис . 2.16. Зависимость загрузки проце ссора от числа задач и интенсивности ввод а-вывода Из рису нка видно , что для загрузки процессора на 90% достаточно всего трех счетных задач . Одн ако для того , чтобы обеспечить такую же загрузку интерактивными з адачами , выполняющ ими интенсивный ввод-вывод , потребуются десятки таких задач . Необходимым условием для выпол нения задачи является загрузка ее в опера тивную память , объем которой ограничен . В этих условиях был предложен метод организации вычислительного п р оцесса , называемый свопингом . В соответствии с этим методом некоторые процессы (обычно находящиеся в состоянии ожидания ) временно выгружаются на д иск . Планировщик операционной системы не искл ючает их из своего рассмотрения , и при наступлении условий актив и зации не которого процесса , находящегося в области сво пинга на диске , этот процесс перемещается в оперативную память . Если свободного места в оперативной памяти не хватает , то выг ружается другой процесс . При свопинге , в отличие от рассмотренн ых ранее метод ов реализации виртуальной памяти , процесс перемещается между памятью и диском целиком , то есть в течение некоторого времени процесс может полностью о тсутствовать в оперативной памяти . Существуют различные алгоритмы выбора процессов на загр узку и выгрузку, а также различные способы выделения оперативной и дисковой памяти загружаемому процессу . Иерархия запомина ющих устройств . Принцип кэширования данных Память вычислитель ной машины представляет собой иерархию запоми нающих устройств (внутренние регистры проце ссора , различные типы сверхоперативной и оперативной памяти , диски , ленты ), отличающихся средним временем доступа и стоимостью хр анения данных в расчете на один бит (р исунок 2.17). Пользователю хотелось бы иметь и недорогую и быструю память . Кэш-память пр е дставляет некоторое компромиссное ре шение этой проблемы . Рис . 2.17. Иерархия ЗУ Кэш-память - это с пособ организации совместного функционирования двух типов запомина ющих устройств , отличающихся временем доступа и стоимостью хранения данных , который позволя ет уменьшить среднее время доступа к данн ым за счет динамического копирования в "бы строе " ЗУ наибо л ее часто используе мой информации из "медленного " ЗУ . Кэш-памятью часто называют не только с пособ организации работы двух типов запоминаю щих устройств , но и одно из устройств - "быстрое " ЗУ . Оно стоит дороже и , как п равило , имеет сравнительно небольшой объ е м . Важно , что механизм кэш-памяти является прозрачным для пользователя , который не долже н сообщать никакой информации об интенсивност и использования данных и не должен никак участвовать в перемещении данных из ЗУ одного типа в ЗУ другого типа , все это де л ается автоматически системными средствами . Рассмотрим частный случай использования к эш-памяти для уменьшения среднего времени дос тупа к данным , хранящимся в оперативной па мяти . Для этого между процессором и операт ивной памятью помещается быстрое ЗУ , назыв аемое просто кэш-памятью (рисунок 2.18). В к ачестве такового может быть использована , нап ример , ассоциативная память . Содержимое кэш-памяти представляет собой совокупность записей обо всех загруженных в нее элементах данных . Каждая запись об элементе данн ы х включает в себя адрес , который э тот элемент данных имеет в оперативной па мяти , и управляющую информацию : признак модифи кации и признак обращения к данным за некоторый последний период времени . Рис . 2.18. Кэш-память В систе мах , оснащенных кэш-памятью , каждый запрос к оперативной памяти выполняется в соответствии со следующим алгоритмом : 1. Просматрив ается содержимое кэш-памят и с целью определения , не находятся ли нужные данные в кэш-памяти ; кэш-память не является адресуемой , поэтому поиск нужных д анных осуществляется по содержимому - значению поля "адрес в оперативной памяти ", взятому из запроса . 2. Если данные обнаруживают ся в кэш-памяти , то они считываются из нее , и результат передается в процессор . 3. Если нужных данных н ет , то они вместе со своим адресом коп ируются из оперативной памяти в кэш-память , и результат выполнения запроса передается в пр оцессор . При копировании данных мо жет оказаться , что в кэш-памяти нет свобод ного места , тогда выбираются данные , к кот орым в последний период было меньше всего обращений , для вытеснения из кэш-памяти . Е сли вытесняемые данные были модифицированы за время н а хождения в кэш-памяти , то они переписываются в оперативную память . Если же эти данные не были модифицир ованы , то их место в кэш-памяти объявляетс я свободным . На практике в кэш-память считывается не один элемент да нных , к которому произошло обращение , а це лый блок данных , это увеличивает вероя тность так называемого "попадания в кэш ", т о есть нахождения нужных данных в кэш-памя ти . Покажем , как среднее время доступа к данным зависит от вероятности попадания в кэш . Пусть имеется основное запоминающие устройст во со средним временем доступа к данным t1 и кэш-память , имеющая время доступа t2, очевидно , что t2
1Архитектура и строительство
2Астрономия, авиация, космонавтика
 
3Безопасность жизнедеятельности
4Биология
 
5Военная кафедра, гражданская оборона
 
6География, экономическая география
7Геология и геодезия
8Государственное регулирование и налоги
 
9Естествознание
 
10Журналистика
 
11Законодательство и право
12Адвокатура
13Административное право
14Арбитражное процессуальное право
15Банковское право
16Государство и право
17Гражданское право и процесс
18Жилищное право
19Законодательство зарубежных стран
20Земельное право
21Конституционное право
22Конституционное право зарубежных стран
23Международное право
24Муниципальное право
25Налоговое право
26Римское право
27Семейное право
28Таможенное право
29Трудовое право
30Уголовное право и процесс
31Финансовое право
32Хозяйственное право
33Экологическое право
34Юриспруденция
 
35Иностранные языки
36Информатика, информационные технологии
37Базы данных
38Компьютерные сети
39Программирование
40Искусство и культура
41Краеведение
42Культурология
43Музыка
44История
45Биографии
46Историческая личность
47Литература
 
48Маркетинг и реклама
49Математика
50Медицина и здоровье
51Менеджмент
52Антикризисное управление
53Делопроизводство и документооборот
54Логистика
 
55Педагогика
56Политология
57Правоохранительные органы
58Криминалистика и криминология
59Прочее
60Психология
61Юридическая психология
 
62Радиоэлектроника
63Религия
 
64Сельское хозяйство и землепользование
65Социология
66Страхование
 
67Технологии
68Материаловедение
69Машиностроение
70Металлургия
71Транспорт
72Туризм
 
73Физика
74Физкультура и спорт
75Философия
 
76Химия
 
77Экология, охрана природы
78Экономика и финансы
79Анализ хозяйственной деятельности
80Банковское дело и кредитование
81Биржевое дело
82Бухгалтерский учет и аудит
83История экономических учений
84Международные отношения
85Предпринимательство, бизнес, микроэкономика
86Финансы
87Ценные бумаги и фондовый рынок
88Экономика предприятия
89Экономико-математическое моделирование
90Экономическая теория

 Анекдоты - это почти как рефераты, только короткие и смешные Следующий
По статистике, плюшевый мишка оказывается в постели девушки раньше, чем парень, который его подарил.
Anekdot.ru

Узнайте стоимость курсовой, диплома, реферата на заказ.

Обратите внимание, реферат по программированию "Управление памятью", также как и все другие рефераты, курсовые, дипломные и другие работы вы можете скачать бесплатно.

Смотрите также:


Банк рефератов - РефератБанк.ру
© РефератБанк, 2002 - 2016
Рейтинг@Mail.ru