دانلود تحقیق مدیریت حافظه برای سیستم های چند رشته ای نرم افزار SDSM

مدیریت حافظه برای سیستم های چند رشته ای نرم افزار SDSM

 

خلاصه:

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.

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.

 

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.

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.

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.

رشته های DSm[7] و کوآکس(5) دو سیستم شناخته شده هستند اما آنها محل پذیری ندارند.

روش آخری نقشه کشی یک فایل به دو نشانی مهارتی است و دو راه دستیابی مستقلی به فایل بوجود می آورد.

یکی برای کاربرد و دیگری برای SDSM سیستم می تواند با فایل از طریق نشانی مجازی طراحی شده به آن روزآمد گردد در حالیکه دستیابی از رشته کاربردی از طریق پروتکول سازگاری حافظه کنترل می شود.

ازنقطه نظر سیستم اجرای، نقشه کشی قایل به صفحه های فیزیکی ضمیمه می گردد،‌ و به عنوان حافظه نها نگاهی برای قیل، به فضای نشانی مجازی پردازش به کار برده می شود.

زمانیکه یک فایل به دو نشانی مجازی نقشه برداری می شود، هر صفحه فیزیکی از طریق دو صفحه ورودی فهرست اشاره می شود و مجوز دستیابی متفاوتی می تواند به نشانیهای مجازی متفاوت نسبت داده شود.

در نتیجه، سیستم SDSM روزآمد صفحه اتمی با توجه به همه رشته های کاربردی از طریق تغییر مجوز دستیابی از صفحه های مجازی طراحی شده برای کاربرد ضمانت میگردد تنها بعد از اینکه آن صفحه های فیزیکی از طریق نشانی محازی نقشه برداری شده برای سیستم روزآمد میگردند.

به ویژه، ما به روش آخری توجه می کنیم.

نقطه کلیدی نقشه برداری فایل بوجود آوردن هر راه دستیابی مستقل به صفحه فیزیکی است.

زمانیکه رشته عملی سعی در دستیابی صفحه غیر معتبر اشاره شده از طریق A دارد، SDSM صفحه غیر معتبری یا صفحه روزآمد از طریق نشانی سیستم اشاره شده از طریق S روزآمد میگردد بعد از اینکه روزآمدی صفلحه کامل شد، سیستم در صفحه A و در فضای خوانای نشانی عمل تغییر می گردد و به کنترل برنامه به رشته عملی مجدداً کمک می کند.

اگر رشته دیگری سعی در دستیابی صفحه همانند در طی دوره روزآمد دارد، آن به نظر می رسد که صفحه هنوز غیر معتبر است و داخل راه انداز SIGSEGV مسدود می شود.

زمانیکه روزآمدی صفحه کامل شود، راه انداز علامت در همه رشته ها در انتظار صفحه برانگیخته میگردد.

نقشه برداری، به هر حال، تنها راه خلق چندین راههای دستیابی به صفحه فیزیکی نیست.

ما برای متعوی رشته های دیگر هدف یکسانی را بدون تنزل عملکرد بدست می آوریم.

در این مقاله، ما سه روش بیشتری پیشنهاد داده و مشخصه هایشان را مقایسه می کنیم.

سیستم ParADE SDSM ترکیبی از محیط برنامه ریزی موازی بر پایه ‌MP باز برای دسته های SMP به نام Par ADE است.

AP باز استاندارد با اصل برای طرح برنامه ریزی فضای نشانی اشتراکی شده است.

علاوه بر سهولت برنامه ریزی ذاتی در طرح فضای نشانی اشتراکی، پیش بینی های MP باز از عملکرد بالا در کاربردهای علمی است.

حتی معماری با هدف کلی از MP باز گره چند پردازشگر تنها است، این طرح قابل اجرا با دسته ای از چند پردازشگر است.

راه غیر استدلای توسعه MP باز به دسته ای از چند زیر پردازشگری است که سیستم چند رشته ای SDSM را به کار می برد.

در ترکیب کلید Par ADE سیستم گردش زمان Par ADE و انتقال دهنده MP باز هستند.

SDSM چند رشته ای و کتابخانه ای با قبول شدن پیام متشکل از سیستم گردش زمان است.

برای فراهم آوری ارتباط سالم رشته، ما زیر مجموع MPI را برای معماری واسطه مجازی تکمیل می کنیم.

سیستم SDSM، سازگارهای سازی بر پایه مکان تنبلی با مکان مهاجرتی به کشف مکان جغرافیایی داده فراهم می کند.

در این ضمن، ناقل MP باز برنامه MP باز را به برنامه چند رشته ای تبدیل می کند.

برای اطلاعات بیشتر درباره Par ADE به (11) رجوع کنید.

چهار روش روزآمد صفحه اتمی در این بخش، چهار روش ارائه می دهم که چندین راههای دستیابی را به صفحه فیزیکی فراهم می آورد.

نقشه برداری فایل، سیستم حافظه اشتراکی IP,V فراخوانی سیستم جدید mdupo و فراخوانی سیستم چند شاخه ایO هممه روشها به جز روش mdupo در سطح کاربر تکمیل می شوند.

1-4 نقشه برداری فایل فراخوانی سیستم mmapo جریانی برای دستیابی فایل از طریق عملکرد های حافظه از طریق نقشه برداری فایل به فضای نشانی جریان قادر می گرداند.

این مکانیزم به عنوان حافظه نقشه برداری I/o شناخته می شود.

چنین نقشه برداری تناظر یک به یکی بین داده در فایل و داده در حوزه ها نظر نقشه برداری شده بوجود می آورد.

به هر حال فراخوانی سیستن با نشانه های MAP-SHARED یک فایلی را قادر می گرداند تا به پردازش چندین باره نقشه برداری شود.

نقشه برداری فایل خیلی حمل پذیر (پرتابل) است و عملکرد کاربردی SDSM با کاربرد این روش خوب است.

با وجود این، این روش چندین برگشت دارد.

اولاً اندازه فضای نشانی اشتراکی باید کوچکتر از اندازه فایل باشد.

زمانیکه ناحیه در آنسوی اندازه فایل قابل دستیابی می باشد، و همچنین علامتهای سیستم اجرای یک خط برای اجتناب از این خطای غیر منتظره، سیستمSDSM باید فایل منظم بزرگی را به قدر کافی به وجود آورد که شامل صفحات اشتراکی است یا به آن باید به طور متحرک اندازه فایل را از طریق کاربرد واضح با نوشتن o یا عملکردهای Ftrun cateo توسعه یابد.

غیر از این، این هزینه ارزش دهی آغازین جزئی نیست.

برگشت دیگر دیسک غیر لازم است که در زمان جریان می نویسد.

اگر چه Free BSD از نشانه های MAP- NoyNC حمایت می کند و از صفحات کثیف اجتناب می کند که باید در دیسک ریخته شود و خیلی از سیستم های اجرای حافظه ها نگاهی میانگیر را به دیسک به طور منظم جاری می سازد، یا زمانیکه فراخوانی سیستم munmapo برانگیخته می شود تا نقشه برداری را کاهش دهد.

نوشتن دیسک عملکرد هزینه ای است که ان احتمالاً ضرر می رساند.

در نتیجه، عملکرد سیستم بر پایه روشن نقشه کشی فایل وابسته به اندازه حافظه نگاهی میانگر و طرح حافظه نها نگاهی میانگر است.

آزمایشاتی روی سیستم Ibmsp Night Hawk با ویرایش AIX4.3.3PssP 3.2 کنترل عملکرد قابل ملاحظه ای را آشکار کرد زمانیکه دستگاه به طور کلی به SDSM مختص نمی شود.

4.2 حافظه اشتراکی V سیستم روش دیگر برای نقشه برداری صفحه فیزیکی به نشانیهای مجازی متفاوت کاربرد سیستم IPC حافظه اشتراکی V است، فراخوانی سیستم Shmgeto جریانی را قادر می سازد که موضوع حافظه اشتراکی را در شالوده و سیستم Shatto نشان داده شد، جریان می تواند به هدف حافظه اشتراکی و به فضای نشانی اش بیش از یکبار ضمیمه گردد و نشانی مجازی متفاوت به هر وابستگی منصوب شود.

در مقایسه با نقشه برداری فایل، بوجود آوردن بخشهای حافظه اشتراکی خیلی ارزان است لکن، این مکانیزم چندین مصودیت دارد.

دربرخی سیستم های اجرای، اندازه و تعداد بخشهای حافظه اشتراکی مصدود می شوند.

سیستم های خورشیدی اندازه و تعداد بخشهایی را در زمان بوت کردن از طریق بررسی زمینه Shmsys از فایل سیستم fetg تعیین می کنند در مورد سیستم هاس لینیوکس، حداکثر اندازه بخش33 مگابایت است و حداکثر گستردگی سیستم از بخشها محدود به 128 می شود.

برخی سیستم های اجرای تنها با حداقل 10بخش مجاز میگردند که اندازه باید کوچکتر از دهها کیلو بایت باشد.

در نتیجه، آنها در اختصاص دادن حافظه اشتراکی بزرگ با کاربرد این روش موفق نشدند به هر حال در سیستم mprotecto ,IBMSP Night Hawk به کار برده نمی شود تا مجوز دستیابی بخشهای حافظه اشتراکی سیستم V را تغییر دهد.

مسئله دیگر اینست که گروهی از بخشها باید طراحی شود تا فضای نشانی تداوم یابد.

زمانیکه یکی از نیروها به بخش حافظه اشتراکی و به نشان کاربر تعیین شده ضمیمه میگردد، وابستگی والصاق شکست خواهد خورد اگر نشانی از پیش برای مرزهای پایین بخش تعریف نشود.

بنابراین، ما باید بخشی بر طبق نشانی مرزهای پایین اختصاص دهم تا آن را به فضای نشان مداوم الاصاق کنیم.

ملاحظه آخر نشستی حافظه است.

بخشهای حافظه اشتراکی به طور اتوماتیک رها نمی شوند زمانیکه برناه به پایان میرسد.

SDSM باید مطمئن گردد که بخشهای حافظه اشتراکی در ترمینال رها می شوند، حتی در پایانه غیر عادی 3-4- فراخوانی سیستم mdupo ما سیستم جدیدی را تکمیل می کنیم، mdupo که به آسانی فهرست جریان صفحه را مضاعف میگرداند.

پرومتوتایپmdupo به طریق زیر است.

Void* mdup(void *addr,int size) جائیکه addr نشان مهارتی حوزه حافظه بی نام خلق نشده از طریق فراخوانی سیستم mmapo با ANONYMOUS MAP و نشانک های SHARED است و Size اندازه منطقه است.

.

مکانیزم اصلی mdupo اختصاص دادن ورودیهای فهرست صفحه جدید برای اجتناب و کپی کردن ورودیهای فهرست صفحه از حافظه بی نام به موردهای جدید است.

دلیل هایی که چرا ما حافظه بی نام به کار می‌بریم که به ترتیب زیر هستند: (1) مرحله ای بدون ارزش دهی آغازین مورد نیاز است،(2) هیچ محدودیت اندازه ای وجود ندارد، و(3) منطقه حافظه به طور اتوماتیک درپایانه برنامه رها می شود.

حتی محل پذیری آسیبهای اصلاحی شالوده از SDSM، فراخوانی سیستم mdupo آسان است تا به کار بریم و بر خیلی از برگشتهای روشهای قبلی غالب آئیم.

4-4 فراخوانی سیستم چند شاخه ای مجموع مقدار حافظه فیزیکی در سیستم دسته با اندازه دسته افزایش می یابد.

با وجود این، اندازه فضای نشانی مجازی ثابت می شود و محدودیتی روی اندازه مسئله از کاربردها می گذارد.

روشهای قبلی فضای نشانی مجاری قابل دسترسی برای کاربردها کاهش میدهد زیر عملکرد و تناسب سیستم فضای نشانی وجود دارد.

زمانیکه یک جریان از جریان کودک شاخه میگردد، پردازش کودک تصویر اجرای پردازش والدین را به ارث میگذارد.

خصوصاً ظرفیت فهرست صفحه جریان کودک از جریان والدین کپی می شود به جز ناحیه داده جائیکه سیاست کپی روی نوشته اعمال می‌شود.

به هر حال، سیاست کپی روی نوشته به نواحی حافظه اشتراکی اعمال نمی شود.

پردازش والدین را با عملکردهای اجرایی مجاز میگردانیم و پردازش کودک مکانیزم های سازگاری حافظه را اجرا می کند.

بنابراین سیستم SDSM می تواند به طور موفق در حوزه حافظه اشتراکی روزآمد در راه رشته ای این از طریق فضای نشانی پردازش کودک باشد.

به هر حال، این روش رکورد اضافی در نتیجه ارتباط و همامی بین پردازشهای والدین و کودک تجربه می کند.

با وجود این ، این روش خیلی محل پذیر است و آن حتی تحت محیط کاری سخت مثل IBM Sp Night Hawk باقی می ماند.

آزمایشات ما چهار روش را در سیستم جریان زمان ParADE تکمیل کرده ایم.

ما در ابتدا هزینه های عملکردهای اساسی را می بینیم و با عملکرد روشهایی با چندین عملکرد مقایسه کردیم.

آزمایشات ما روی سیستم IBM SP Night Hawk و دسته لینوکس اجرا شده بودند.

سیستم IBM sp شامل نه تا از MHZ 375 از گره های PoWERS SMPبا 16 پردازشگرهای GB 16 حافظه اصل در گره است.

دسته لینوکس شامل چهار نپیتوم دوتایی گره های III550 mHz SMP و چهار نپیتوم دو تایی گره های I I I 600 MHZ SMP هر گره MB 512 حافظه اصلی دارد و آن SMP روی هر گره جریان می یابد.

ما کامپایلر (مترجم) GMU gcc را با اختیار –o2 برای دسته لینوکس و کامپایر XLC با اختیارات –o2-garoh =pwr3-qtune=pwe3-qmaxme=-1-qstrict برای سیستم IBM SP به کار بردیم.

1-5 معماری Par ADE چند رشته ای SDSM پیکر بندی طرف چپ مطابق با سه روش نقشه برداری فایل است، سیستم V با حافظه اشتراکی IPC، فراخوانی سیستم mdupo در آغاز، سیستم به مقرن حافظه اشتراکی مجازی منقبض میگردد و مجوز دستیابی اش شروع میگردد.

راه انداز SIGSEGV نقظه ورودی به سیستم SDSM از کاربرد است رشته خدمت رسان پیام ناهمگام در گره خانگی به درخواست صفحه کمک می کند.

مورد طرف راست برای روش forko است برای ارتباط، والدین یک پایه گیری در رشته کاربردی بوجود می آورند و شاخه های پردازش کودک از رشته ای به نام خدمت رسان درخواست به درخواستهای کارانداز از والدین است.

رشته عملی پیام کنترل به پردازش کودک از طریق پایه گیر می‌فرستند و منتظر پاسخ از پردازش کودک روی این پایه گیر هستیم.

زمانیکه صفحه درخواست شده در کودک می رسد و خدمت رسان درخواست از رشته عملی و کاربردی به کار می افتد.

2-5 هزینه های عملکردهای اساسی عملکردهایی در گروه بالا در مرحله ارزش دهی آغازین به کار برده می شوند و موردهای میانی در زمان گردش به کار برده می شدند و موردهای پایین در پایان به کار برده می شوند.

ما متوسط زمان اجرایی را بعد از 100 اجرای برنامه های ریز نشانه معیار می گیریم.

در سیستم IBMSP Night Hawk فراخوانی سیستم mpro tecto مجاز به تغییر مجاز دستیابی حوزه حافظه نمی گردیم که از طریق سیستم V با حافظه اشتراکی IPC اختصاص یافته می شوند، بنابراین حوزه های منطبق حذف می شوند.

زمانیکه عملکردهای بالا برای بوجود آوردن مخزن حافظه اشتراکی به کار برده می شوند، زمان اجرای برای دستیابی حافظه بی نام خیلی گران است.

تفاوت اصل بین نقشه برداری فایل و موردهای دیگر زمانی برای اختصاص واقعی حافظه است.

در مورد نقشه برداری فایل، صفحه های فیزیکی در مرحله آغازین در شکل حافظه نها نگاهی میانگر یا برای افظه نها نگاهی صفحه اختصاص یافته می شوند به هر حال، تأخیر روشهای دیگر اختصاص دهی صفحه زمانیکه صفحه واقعاً به زمان جریان مرتبط می شود.

زمانیکه اندازه صفحه هر دوی سیستم اجرایی 4 کیلو بایت است و هزینه هایی برای دستیابی عملکردهای 4 کیلو بایت حافظه در زمان جریان مهم هستند.

هزینه عملکرد memcpyo برای فایل نقشه برداری نشده نیست جزئی کمتر از روشهای دیگر است.

به هر حال نتایجی با 64 حافظه مگابایت مختلف هستند.

برای نقشه برداری فایل داری دستگاه IBM SP عملکرد کپی از زمان رکورد طولانی بالای نها نگاهی میانگر رنج می‌برد.

برای درک چگونگی این عملکردهای اساسی سیستم در زمان جریان تحت تأثیر است، ما رکورد واکنش صفحه را تجزیه می کنیم.

برای اجتناب از اثر نها نگاهی، ما حافظه اشتراکی بزرگی را اختصاص می دهم و رکورد واکنشی صفحه را با تغییر نقاظ دستیابی در ناحیه حافظه اشتراکی می بینیم.

برای اجرای کارانداز SIGSEGV و فرستادن درخواست صفحه به گره خانگی مستقل از روشها هستند.

در مورد پروتکون اضافی، روش forko درباره دو بار رکورد طولانی تر از دیگران در نتیجه ارتباط درونی پردازش بین پردازشهای والدین و کودک تجربه می گردد.

آمادگی صفحه و عوامل انتقالی صفحه وابسته به روشها هستند.

3-5 عملکرد اجرایی ما عملکرد چهار روش را از طریق سنجش زمان اجرایی چندین برنامه مقایسه می کنیم.

شالوده های CG,EP از سطح A از نشانه معیار NA s2.3 منطبق می شوند.

شالوده CG سیستم خطی پراکنده غیر ساختاری را از طریق روش فردوج گرادیان (شیب) و شالوده EP تجزیه گردیده و قابلیت عملکردهای نقطه شناور راهی سنجد.

در این ضمن، دو عملکرد واقعی از برنامه های نمونه open Mp منطبق می شوند.

برنامه Helmhpit2 (17) معادله موج را روی کاربرد منظم حلقه از روش Jacobi تکراری یا آسودگی بالا تجزیه می کند و برنامه MD شبیه سازی متحرکهای ساده مولکولی را در فضای واقعی مداوم تکمیل می سازد.

ما برنامه های فورتنرن را به نسخه های C اتصال دادیم.

ما زمان اجرای متوسطی را بعد از 10 عملکرد برنامه ها می گیریم.

تنها نتایجی روی دسته لینیوکس ارائه می شوند زیرا سیستم V روش حافظه اشتراکی و فراخوانی سیستم mdupo نمی تواند در سیستم Sp تکمیل شود و روش نقشه برداری فایل زمان اجرایی طولانی را در نتیجه کپی حافظه بالای اضافی در محیط کاری اشتراکی آشکار می سازد.

برنامه های Helmhoitz ,CG حافظه اشتراکی بزرگی دارند و در حالیکه برنامه های MD,EP مورد کوچکی دارند.

در مورد کاربردی که زمان اجرایی نسبتاً کوتاهی دارد، این هزینه بالای آغازین می تواند با عملکرد کلی انتقادی باشد به هر حال، عملکردهایی یا حافظه کوچک اشتراکی کمتر تحت نفوذ از طریق هزینه آغازین بدون توجه به روشها می باشند.

یک درخواست اساسی درباره مسئله روز آمد صفحه اتمی اینست که آن در کاربردهای واقعی جدی است.

آن آشکار می سازد که مسئله صفحه ای مشترک است و آن وابسته به الگوی محاسبه، نه روی مقدار حافظه اشتراکی است.

با توجه به نرمال کلی اجرای، نقشه برداری فایل عملکرد بدتری از طریق تفاوت اجرای نشان می دهد که بسیار بزرگ نسبت برای درک عملکرد و نقشه برداری فایل، ما تعداد انتفاتهای بلوک را با تنها ترکیب گره ارائه می دهیم.

در مرحله ارزش دهی آغازین، بالغ بر 15000 بلوک از دیست خوانا و بالغ بر 100000 بلوک در حال نوشتن روی دیسک هستند.

به هر حال، تنها حدود 100 بلوک در حال نوشتن روی دیسک در زمان اجرا هستند.

پدیده مشابه سازگاری بدون توجه به تعداد گره ها رخ می یابد.

زمانیکه بخش از منبع CPU برای ارتباط دادن تعیین می شود با افزایش تعداد گره ها، و عملکردی با 8 گره که بدتر از چهار گره می شود.

در مورد EP حافظه اشتراکی کمی وجود دارد، بنابراین روش نقشه برداری فایل روش ارزش دهی آغازین اضافی را تجربه نمی کند.

در مورد MD اندازه حافظه اشتراکی تنها حدود 1 مگابایت و هزینه آغازین تحت تأثیر عملکرد کلی است.

زمان اجرای خالص از نقشه برداری فایل چند ثانیه بیشتر از دیگران است اما آن به سختی در شکل 14 قابل اشاره است در این ضمن، فلم هولتز مستلزم 32 مگابایت حافظه اشتراکی است اما هزینه آغازین روی محاسبه طولانی مستهلک می شود.

4-5 هزینه پیاده سازی (تحقق) ما چهار روش را با واسطه های یکنواخت شده زیر محقق می گردانیم: Create Globai Heap بوجود آوردن توده سراسری: فایل منظمی یا چندین سیستم V با بخشهای حافظه اشتراکی بوجود می آورد که شامل مخزن حافظه اشتراکی است.

init App Area فضای عملی نشانی را فراهم می آورد.

Init sys Area فضای عملی نشانی را فراهم می آورد.

همه مقدار مورد نیاز مشابه از رفرها برای تحقق است علیرغم تفاوت در مکانیزم های جزئی، در مسیر بوجود آوردن توده سراسری، نقشه برداری فایل، فایل را باز می کند و آن با صفر آغاز می گردد.

روش سیستم V حافظه اشتراکی مجموعه هایی از بخشهای حافظه اشتراکی بر طبق حداکثر اندازه بخش بوجود می آورد.

سیستم mmapo و shmato برای فراهم آوری فضای نشانی عملی به کار برده می شوند و فراخوانیهای سیستم mdupo, shmato, mmapo برای ساخت فضای سیستم نشانی به کار برده می شوند.

زمانیکه همه روشها به استثنای روش شاخه ای o در یک پردازش تحقق یافته می شوند، کاربرد و سیستم SDSM به ساختارهای داده مشابه تقسیم میگردد.

در مورد روش شاخه ای o به هر حال همه ساختارهای داده اشتراکی بین والدین و کودک باید شناسایی شود و آنها باید در فضای اشتراکی سیستم تعریف شده قرار گرفته شود.

علاوه بر این، زمانیکه کتابخانه MPI برای ارتباط درونی گره به کار برده می شوند، ارتباط باید به پردازش کودک مجزا شود زیرا بیشتر کتابخانه های MPI بر اساس نسخه 1 هستند که از خلق پردازش متحرک حمایت نمی کند.

نتایج در این مقاله، ما چهار روش را برای تجزیه مسئله روزآمد صفحه اتمی ارائه می دهیم و مشخصه هایشان را به طور گسترده مقایسه می کنیم.

آزمایشاتی روی دسته ای برپایه لینوکس و دستگاه IBM SP2 نشان میدهد که سه روش پیشنهاد شده برگشت هایی را از روش نقشه برداری فایل غالب می سازد مثل هزینه ارزش دهی آغازین پاک زین و حافظه نها نگاهی میانگر اضافی، به ویژه، روش کاربردی فراخوانی سیسنک forko پرتابل (حمل پذیر) است و فضای کلی نشانی را به کاربردی حتی از طریق دیگران حفظ می کند که می تواند تنها نیمی از فضای نشانی مجازی را به کاربرد سیستم V روش حافظه اشتراکی هزینه پایین آغازین و زمان اجرای اضافی را نشان میدهد و سیستم mdupo جدید حداقل رمز گذاری اضافی در رمز کاری دارد.

نه تنها همه روشها می تواند روی سیستم دسته SMP ارائه شده در نتیجه حدود سیستم اجرایی محقق شود همچنانکه در سیستم IBM Sp مشاهده شد روشهای پیشنهاد شده برای مدیریت حافظه ای با رشته ایمن ما را مجاز به اتصال به محیط par ADE و سیستم های متنوع خواهد کرد.