Данная модель строится по следующим принципам (Рис. 122). Опять же, все адресное пространство оперативной памяти делится на две части. Одна часть отводится под операционную систему, все оставшееся пространство отводится под работу прикладных процессов, причем это пространство заблаговременно делится на N частей (назовем их разделами), каждая из которых в общем случае имеет произвольный фиксированный размер. Эта настройка происходит на уровне операционной системы. Соответственно, очередь прикладных процессов разделяется по этим разделам.
Существуют концептуально два варианта организации этой очереди. Первый вариант (вариант Б) предполагает наличие единственной сквозной очереди, которая по каким-то соображениям распределяется между этими разделами. Второй вариант (вариант А) организован так, что с каждым разделом ассоциируется своя очередь, и поступающий процесс сразу попадает в одну из этих очередей.
Существуют несколько способов аппаратной реализации данной модели. С одной стороны, это использование двух регистров границ, один из которых отвечает за начало, а второй — за конец области прикладного процесса. Выход за ту или иную границу ведет к возникновению прерывания по защите памяти.
Рис. 122. Распределение неперемещаемыми разделами.
Альтернативной аппаратной реализацией может служить механизм ключей защиты (PSW — process[or] status word), которые могут находиться в слове состояния процесса и в слове состояния процессора. Данное решение подразумевает, что каждому разделу ОЗУ ставится в соответствие некоторый ключ защиты. Если аппаратура поддерживает, то в процессоре имеется слово состояния, в котором может находиться ключ защиты доступного в данный момент раздела. Соответственно, у процесса также есть некоторый ключ защиты, который тоже хранится в некотором регистре. Если при обращении к памяти эти ключи защиты совпадают, то доступ считается разрешенным, иначе возникает прерывание по защите памяти.
Рассмотрим теперь алгоритмы, применяемые в данной модели распределения памяти. Сначала рассмотрим алгоритм для модели с N очередями. Сортировка входной очереди процессов по отдельным очередям к разделам сводится к тому, что приходящий процесс размещается в разделе минимального размера, достаточного для размещения данного процесса. Заметим, что в общем случае не гарантируется равномерная загрузка всех очередей, что ведет к неэффективности использования памяти. Возможны ситуации, когда к каким-то разделам имеются большие очереди, а к разделам большего размера очередей вообще нет, т.е. возникает проблема недозагрузки некоторых разделов.
Другая модель с единой очередью процессов является более гибкой. Но она имеет свои проблемы. В частности, возникает проблема выбора процесса из очереди для размещения его в только что освободившийся раздел.
Одно из решений указанной проблемы может состоять в том, что из очереди выбирается первый процесс, помещающийся в освободившемся разделе. Такой алгоритм достаточно простой и не требует просмотра всей очереди процессов. Но в этом случае зачастую возможны ситуации несоответствия размеров процесса и раздела, когда процесс намного меньше этого раздела. Это может привести к тому, что маленькие процессы будут «подавлять» более крупные процессы, которые могли бы поместиться в освободившемся разделе.
Другое решение предлагает, напротив, искать в очереди процесс максимального размера, помещающийся в освободившийся раздел. Очевидно, данный алгоритм требует просмотра всей очереди процессов, но зато он достаточно эффективно обходит проблему фрагментации раздела (возникающей, когда «маленький» процесс загружается в крупный раздел, и оставшаяся часть раздела просто не используется). Как следствие, данный алгоритм подразумевает дискриминацию «маленьких» процессов при выборе очередного процесса для постановки на исполнение.
Чтобы избавиться от последней проблемы, можно воспользоваться некоторой модификацией второго решения, основанного на следующем. Для каждого процесса имеется счетчик дискриминации. Под дискриминацией будем понимать ситуацию, когда в системе освободился раздел, достаточный для загрузки данного раздела, но система планирования ОС его пропустила. Соответственно, при каждой дискриминации из счетчика дискриминации процесса вычитается единица. Тогда при просмотре очереди планировщик первым делом проверяет значение этого счетчика: если его значение — ноль и процесс помещается в освободившемся разделе, то планировщик обязан загрузить данный процесс в этот раздел.
К достоинствам данной модели распределения оперативной памяти можно отнести простоту аппаратных средств организации мультипрограммирования (например, использование двух регистров границ) и простоту используемых алгоритмов. Сделаем небольшое замечание. Если речь идет о модели с N очередями, то никаких дополнительных требований к реализации не возникает. Можно так все организовать, что подготавливаемый процесс в зависимости от его размера будет настраиваться на адресацию соответствующего раздела. Если же речь идет о модели с единой очередью процессов, то появляется требование к перемещаемости кода, это же требование добавляется и к аппаратной части. В данном случае это регистр базы, который может совпадать с одним из регистров границ.
К недостаткам можно отнести внутреннюю фрагментацию в разделах, поскольку зачастую процесс, загруженный в раздел, оказывается меньшего размера, чем сам раздел. Во-вторых, это ограничение предельного размера прикладных процессов размером максимального физического раздела ОЗУ. И, в-третьих, опять-таки весь процесс размещается в памяти, что может привести к неэффективному использованию ресурса (поскольку, как упоминалось выше, зачастую процесс работает с локализованной областью памяти).