Пам'ять є найважливішим ресурсом, що вимагають ретельного управління з боку мультипрограмній операційної системи. Розподілу підлягає вся оперативна пам'ять, не зайнята операційною системою. Зазвичай ОС розташовується в самих молодших адресах, проте може займати і найстарші адреси. Функціями ОС по управлінню пам'яттю є: відстеження вільної та використаної пам'яті, виділення пам'яті процесам і звільнення пам'яті при завершенні процесів, витіснення процесів з оперативної пам'яті на диск, коли розміри основної пам'яті не достатні для розміщення в ній всіх процесів, і повернення їх в оперативну пам'ять , коли в ній звільняється місце, а також настроювання адрес програми на конкретну область фізичної пам'яті.
Типи адрес
Для ідентифікації змінних і команд використовуються символьні імена (мітки), віртуальні адреси і фізичні адреси (рисунок 2.7).
Символьні імена присвоює користувач при написанні програми на алгоритмічній мові або асемблері.
Віртуальні адреси виробляє транслятор, що переводить програму на машинну мову. Так як під час трансляції в загальному випадку не відомо, в яке місце оперативної пам'яті буде завантажена програма, то транслятор присвоює змінним і командам віртуальні (умовні) адреси, зазвичай вважаючи за замовчуванням, що програма буде розміщена, починаючи з нульового адреси. Сукупність віртуальних адрес процесу називається віртуальним адресним простором. Кожен процес має власний віртуальний адресний простір. Максимальний розмір віртуального адресного простору обмежується розрядністю адреси, властиві даній архітектурі комп'ютера, і, як правило, не збігається з обсягом фізичної пам'яті, наявними в комп'ютері.
Рис. 2.7. Типи адрес
Фізичні адреси відповідають номерам комірок оперативної пам'яті, де насправді розташовані або будуть розташовані змінні і команди. Перехід від віртуальних адрес до фізичних може здійснюватися двома способами. У першому випадку заміну віртуальних адрес на фізичні робить спеціальна системна програма - переміщає завантажувач. Переміщає завантажувач на підставі наявних у нього вихідних даних про початкову адресу фізичної пам'яті, в яку належить завантажувати програму, та інформації, наданої транслятором про адресно-залежних константах програми, виконує завантаження програми, поєднуючи її з заміною віртуальних адрес фізичними.
Другий спосіб полягає в тому, що програма завантажується в пам'ять в незміненому вигляді у віртуальних адресах, при цьому операційна система фіксує зсув дійсного розташування програмного коду щодо віртуального адресного простору. Під час виконання програми при кожному зверненні до оперативної пам'яті виконується перетворення ВА у фізичну. Другий спосіб є більш гнучким, він допускає переміщення програми під час її виконання, в той час як переміщає завантажувач жорстко прив'язує програму до спочатку виділеного їй ділянки пам'яті. Разом з тим використання переміщує завантажувача зменшує накладні витрати, так як перетворення кожного віртуального адреси відбувається тільки один раз під час завантаження, а в другому випадку - кожен раз при зверненні за даною адресою.
У деяких випадках (звичайно в спеціалізованих системах), коли заздалегідь точно відомо, в якій області оперативної пам'яті буде виконуватися програма, транслятор видає виконуваний код відразу у фізичних адресах.
Методи розподілу пам'яті без використання дискового простору
Всі методи управління пам'яттю можуть бути розділені на два класи: методи, які використовують переміщення процесів між оперативною пам'яттю і диском, і методи, які не роблять цього (малюнок 2.8). Почнемо з останнього, більш простого класу методів.
Рис. 2.8. Класифікація методів розподілу пам'яті
Розподіл пам'яті фіксованими розділами
Найпростішим способом управління оперативною пам'яттю є поділ її на кілька розділів фіксованої величини. Це може бути виконано вручну оператором під час старту системи або під час її генерації. Чергова задача, що надійшла на виконання, міститься або в загальну чергу (малюнок 2.9, а), або в чергу до деякого розділу (малюнок 2.9, б).
Рис. 2.9. Розподіл пам'яті фіксованими розділами:
а - із загальною чергою; б - з окремими чергами
Підсистема керування пам'яттю в цьому випадку виконує наступні задачі:
порівнюючи розмір програми, що надійшла на виконання, і вільних розділів, вибирає придатний розділ, здійснює завантаження програми і налаштування адрес.
При очевидній перевазі - простоті реалізації - даний метод має істотний недолік - жорсткість. Так як в кожному розділі може виконуватися тільки одна програма, то рівень мультипрограмування заздалегідь обмежений числом розділів не залежно від того, який розмір мають програми. Навіть якщо програма має невеликий обсяг, вона буде займати весь розділ, що призводить до неефективного використання пам'яті. З іншого боку, навіть якщо обсяг оперативної пам'яті машини дозволяє виконати деяку програму, розбиття пам'яті на розділи не дозволяє зробити цього.
Розподіл пам'яті розділами змінної величини
У цьому випадку пам'ять машини не поділяється заздалегідь на розділи. Спочатку вся пам'ять вільна. Кожній знову надходить задачі виділяється необхідна їй пам'ять. Якщо достатній обсяг пам'яті відсутній, то завдання не приймається на виконання і стоїть в черзі. Після завершення завдання пам'ять звільняється, і на це місце може бути завантажена інша задача. Таким чином, в довільний момент часу оперативна пам'ять являє собою випадкову послідовність зайнятих і вільних ділянок (розділів) довільного розміру. На малюнку 2.10 показаний стан пам'яті в різні моменти часу при використанні динамічного розподілу. Так у момент t0 у пам'яті знаходиться тільки ОС, а до моменту t1 пам'ять розділена між 5 завданнями, причому завдання П4, завершуючи, залишає пам'ять. На звільнене після задачі П4 місце завантажується задача П6, що надійшла в момент t3.
Рис. 2.10. Розподіл пам'яті динамічними розділами
Завданнями операційної системи при реалізації даного методу керування пам'яттю є:
ведення таблиць вільних і зайнятих областей, у яких вказуються початкові адреси і розміри ділянок пам'яті, при надходженні нової задачі - аналіз запиту, перегляд таблиці вільних областей і вибір розділу, розмір якого достатній для розміщення надійшла завдання, завантаження завдання у виділений їй розділ і коректування таблиць вільних і зайнятих областей, після завершення завдання коректування таблиць вільних і зайнятих областей.
Програмний код не переміщається під час виконання, тобто може бути проведена одноразова настроювання адрес за допомогою використання переміщує завантажувача.
Вибір розділу для знову надійшла завдання може здійснюватися за різними правилами, таким, наприклад, як "перший-ліпший розділ достатнього розміру", або "розділ, що має найменший достатній розмір", або "розділ, що має найбільший достатній розмір". Всі ці правила мають свої переваги і недоліки.
У порівнянні з методом розподілу пам'яті фіксованими розділами даний метод має набагато більшу гнучкість, але йому властивий дуже серйозний недолік - фрагментація пам'яті. Фрагментація - це наявність великого числа несуміжних ділянок вільної пам'яті дуже маленького розміру (фрагментів). Настільки маленького, що жодна з знову надходять програм не може поміститися в жодній з ділянок, хоча сумарний обсяг фрагментів може скласти значну величину, що набагато перевищує необхідний обсяг пам'яті.
Переміщувані розділи
Одним з методів боротьби з фрагментацією є переміщення всіх зайнятих ділянок у бік старших або у бік молодших адрес, так, щоб вся вільна пам'ять утворювала єдину вільну область (рисунок 2.11). На додаток до функцій, які виконує ОС при розподілі пам'яті змінними розділами, в даному випадку вона повинна ще час від часу копіювати вміст розділів з одного місця пам'яті в інше, коректуючи таблиці вільних і зайнятих областей. Ця процедура називається "стисненням". Стиснення може виконуватися або при кожному завершенні задачі, або тільки тоді, коли для знову надійшла завдання немає вільного розділу достатнього розміру. У першому випадку потрібно менше обчислювальної роботи при коректуванні таблиць, а в другому - рідше виконується процедура стискування. Так як програми переміщаються по оперативної пам'яті в ході свого виконання, то перетворення адрес з віртуальної форми у фізичну повинно виконуватися динамічним способом.
Рис. 2.11. Розподіл пам'яті переміщуваними розділами
Хоча процедура стиску і приводить до більш ефективного використання пам'яті, вона може вимагати значного часу, що часто переважує переваги даного методу.
Методи розподілу пам'яті з використанням дискового простору Поняття віртуальної пам'яті
Вже досить давно користувачі зіткнулися з проблемою розміщення в пам'яті програм, розмір яких перевищував наявну вільну пам'ять. Рішенням було розбиття програми на частині, звані оверлеями. 0-ой оверлей починав виконуватися першим. Коли він закінчував своє виконання, він викликав інший оверлей. Всі оверлеї зберігалися на диску і переміщувались між пам'яттю і диском засобами операційної системи. Однак розбивка програми на частини і планування їх завантаження в оперативну пам'ять повинен був здійснювати програміст.
Розвиток методів організації обчислювального процесу в цьому напрямку привело до появи методу, відомого під назвою віртуальна пам'ять. Віртуальним називається ресурс, який користувачеві або користувача програмі представляється володіє властивостями, якими він у дійсності не володіє. Так, наприклад, користувачу може бути надана віртуальна оперативна пам'ять, розмір якої перевершує всю наявну в системі реальну оперативну пам'ять. Користувач пише програми так, як ніби в його розпорядженні є однорідна оперативна пам'ять великого обсягу, але в дійсності всі дані, використовувані програмою, зберігаються на одному або декількох різнорідних ЗП, звичайно на дисках, і при необхідності частинами відображаються в реальну пам'ять.
Таким чином, віртуальна пам'ять - це сукупність програмно-апаратних засобів, що дозволяють користувачам писати програми, розмір яких перевершує наявну оперативну пам'ять; для цього віртуальна пам'ять вирішує наступні завдання:
розміщує дані в запам'ятовуючих пристроях різного типу, наприклад, частина програми в оперативній пам'яті, а частина на диску; переміщує по мірі необхідності дані між пристроями, що запам'ятовують різного типу, наприклад, довантажує потрібну частину програми з диска в оперативну пам'ять; перетворює віртуальні адреси у фізичні.
Всі ці дії виконуються автоматично, без участі програміста, тобто механізм віртуальної пам'яті є прозорим по відношенню до користувача.
Найбільш поширеними реалізаціями віртуальної пам'яті є сторінкове, сегментний і сторінково-сегментний розподіл пам'яті, а також свопінг.
Сторінкове розподіл
На малюнку 2.12 показана схема сторінкового розподілу пам'яті. Віртуальний адресний простір кожного процесу поділяється на частини однакового, фіксованого для даної системи розміру, звані віртуальними сторінками. У загальному випадку розмір віртуального адресного простору не є кратним розміру сторінки, тому остання сторінка кожного процесу доповнюється фіктивною областю.
Вся оперативна пам'ять машини також ділиться на частини такого ж розміру, називані фізичними сторінками (чи блоками).
Розмір сторінки звичайно вибирається рівним ступеня двійки: 512, 1024 і т.д., це дозволяє спростити механізм перетворення адрес.
При завантаженні процесу частина його віртуальних сторінок поміщається в оперативну пам'ять, а інші - на диск. Суміжні віртуальні сторінки не обов'язково розташовуються в суміжних фізичних сторінках. При завантаженні операційна система створює для кожного процесу інформаційну структуру - таблицю сторінок, в якій встановлюється відповідність між номерами віртуальних і фізичних сторінок для сторінок, завантажених в оперативну пам'ять, або робиться відмітка про те, що віртуальна сторінка вивантажена на диск. Крім того, в таблиці сторінок міститься керуюча інформація, така як ознака модифікації сторінки, ознака невигружаемості (вивантаження деяких сторінок може бути заборонене), ознака звертання до сторінки (використовується для підрахунку числа звернень за певний період часу) та інші дані, формовані і використовувані механізмом віртуальної пам'яті.
Рис. 2.12. Сторінкове розподіл пам'яті
При активізації чергового процесу в спеціальний регістр процесора завантажується адреса таблиці сторінок даного процесу.
При кожному зверненні до пам'яті відбувається зчитування з таблиці сторінок інформації про віртуальну сторінці, до якої відбулося звертання. Якщо дана віртуальна сторінка знаходиться в оперативній пам'яті, то виконується перетворення ВА у фізичну. Якщо ж потрібна віртуальна сторінка в даний момент вивантажена на диск, то відбувається так зване сторінкове переривання. Процес, що переводиться в стан очікування, і активізується інший процес з черги готових. Паралельно програма обробки сторінкового переривання знаходить на диску необхідну віртуальну сторінку і намагається завантажити її в оперативну пам'ять. Якщо в пам'яті є вільна фізична сторінка, то завантаження виконується негайно, якщо ж вільних сторінок немає, то вирішується питання, яку сторінку слід вивантажити з оперативної пам'яті.
У даній ситуації може бути використано багато різних критеріїв вибору, найбільш популярні з них наступні:
найдовше не використовувалася сторінка, перша-ліпша сторінка, сторінка, до якої останнім часом було найменше звертань.
У деяких системах використовується поняття робочого безлічі сторінок. Робоче безліч визначається для кожного процесу і являє собою перелік найбільш часто використовуваних сторінок, які повинні постійно перебувати в оперативній пам'яті і тому не підлягають вивантаженні.
Після того, як обрана сторінка, яка має залишити оперативну пам'ять, аналізується її ознака модифікації (з таблиці сторінок). Якщо виштовхується сторінка з моменту завантаження була модифікована, то її нова версія повинна бути переписана на диск. Якщо ні, то вона може бути просто знищена, то є відповідна фізична сторінка оголошується вільною.
Розглянемо механізм перетворення ВА у фізичний при сторінковій організації пам'яті (рисунок 2.13).
Віртуальний адресу при сторінковому розподілі може бути представлений у вигляді пари (p, s), де p - номер віртуальної сторінки процесу (нумерація сторінок починається з 0), а s - зсув у межах віртуальної сторінки. Враховуючи, що розмір сторінки дорівнює 2 в ступені до, зсув s може бути отримано простим відділенням k молодших розрядів у двійковій запису віртуального адреси. Решта старші розряди представляють собою двійковий запис номера сторінки p.
Рис. 2.13. Механізм перетворення віртуальної адреси у фізичний
при сторінковій організації пам'яті
При кожному зверненні до оперативної пам'яті апаратними засобами виконуються наступні дії:
на підставі початкової адреси таблиці сторінок (вміст регістра адреси таблиці сторінок), номера віртуальної сторінки (старші розряди ВА) і довжини запису в таблиці сторінок (системна константа) визначається адресу потрібного запису в таблиці, з цього запису витягається номер фізичної сторінки, до номеру фізичної сторінки приєднується зсув (молодші розряди віртуальної адреси).
Використання в пункті (3) того факту, що розмір сторінки дорівнює ступеню 2, дозволяє застосувати операцію конкатенації (приєднання) замість більш тривалої операції додавання, що зменшує час одержання фізичної адреси, а отже підвищує продуктивність комп'ютера.
На продуктивність системи зі сторінкової організацією пам'яті впливають тимчасові витрати, пов'язані з обробкою сторінкових переривань і перетворенням ВА у фізичну. При часто виникаючих сторінкових перериваннях система може витрачати велику частину часу, на свопінг сторінок. Щоб зменшити частоту сторінкових переривань, варто було б збільшувати розмір сторінки. Крім того, збільшення розміру сторінки зменшує розмір таблиці сторінок, а значить зменшує витрати пам'яті. З іншого боку, якщо сторінка велика, значить велика і фіктивна область в останній віртуальній сторінці кожної програми. У середньому на кожній програмі губиться половина обсягу сторінки, що в сумі при великій сторінці може скласти істотну величину. Час перетворення ВА у фізичну у значній мірі визначається часом доступу до таблиці сторінок. У зв'язку з цим таблицю сторінок прагнуть розміщувати в "швидких" ЗП. Це може бути, наприклад, набір спеціальних регістрів чи пам'ять, що використовує для зменшення часу доступу асоціативний пошук і кешування даних.
Сторінкове розподіл пам'яті може бути реалізований в спрощеному варіанті, без вивантаження сторінок на диск. У цьому випадку усі віртуальні сторінки всіх процесів постійно знаходяться в оперативній пам'яті. Такий варіант сторінкової організації хоча і не надає користувачеві віртуальної пам'яті, але майже виключає фрагментацію за рахунок того, що програма може завантажуватися в несуміжні області, а також того, що при завантаженні віртуальних сторінок ніколи не утворюється залишків.
Сегментний розподіл
При сторінковій організації ВАП процесу поділяється механічно на рівні частини. Це не дозволяє диференціювати способи доступу до різних частин програми (сегментами), а ця властивість часто буває дуже корисним. Наприклад, можна заборонити звертатися з операціями запису і читання в кодовий сегмент програми, а для сегмента даних дозволити тільки читання. Крім того, розбивка програми на "осмислені" частини робить принципово можливим поділ одного сегмента декількома процесами. Наприклад, якщо два процеси використовують ту саму математичну підпрограму, то в оперативну пам'ять може бути завантажена тільки одна копія цієї підпрограми.
Розглянемо, яким чином сегментний розподіл пам'яті реалізує ці можливості (рис. 2.14). Віртуальний адресний простір процесу поділяється на сегменти, розмір яких визначається програмістом з урахуванням значення міститься в них. Окремий сегмент може являти собою підпрограму, масив даних і т.п. Іноді сегментація програми виконується по замовчуванню компілятором.
При завантаженні процесу частина сегментів міститься в оперативну пам'ять (при цьому для кожного з цих сегментів ОС підшукує придатний ділянку вільної пам'яті), а частина сегментів розміщається в дискової пам'яті. Сегменти однієї програми можуть займати в ОП несуміжні ділянки. Під час завантаження система створює таблицю сегментів процесу (аналогічну таблиці сторінок), в якій для кожного сегмента вказується початкова фізична адреса сегмента в ОП, розмір сегмента, правила доступу, ознака модифікації, ознака звертання до даного сегмента за останній проміжок часу і деяка інша інформація . Якщо віртуальні адресні простори декількох процесів включають один і той же сегмент, то в таблицях сегментів цих процесів робляться посилання на один і той же ділянку оперативної пам'яті, в який даний сегмент завантажується в єдиному екземплярі.
Рис. 2.14. Розподіл пам'яті сегментами
Система із сегментною організацією функціонує аналогічно системі зі сторінкової організацією: час від часу відбуваються переривання, пов'язані з відсутністю потрібних сегментів у пам'яті, при необхідності звільнення пам'яті деякі сегменти вивантажуються, при кожному зверненні до оперативної пам'яті виконується перетворення ВА у фізичну. Крім того, при зверненні до пам'яті перевіряється, чи дозволений доступ необхідного типу до даного сегменту.
Віртуальний адресу при сегментної організації пам'яті може бути представлений парою (g, s), де g - номер сегмента, а s - зсув у сегменті. Фізична адреса виходить шляхом додавання початкової фізичної адреси сегмента, знайденого в таблиці сегментів за номером g, і зміщення s.
Недоліком даного методу розподілу пам'яті є фрагментація на рівні сегментів і більш повільне в порівнянні зі сторінкової організацією перетворення адреси.
Сторінково-сегментний розподіл
Як видно з назви, даний метод являє собою комбінацію сторінкового і сегментного розподілу пам'яті і, внаслідок цього, сполучить у собі достоїнства обох підходів. Віртуальний простір процесу поділяється на сегменти, а кожен сегмент у свою чергу поділяється на віртуальні сторінки, що нумеруються в межах сегмента. Оперативна пам'ять поділяється на фізичні сторінки. Завантаження процесу виконується ОС посторінково, при цьому частина сторінок розміщається в оперативній пам'яті, а частина на диску. Для кожного сегмента створюється своя таблиця сторінок, структура якої цілком збігається зі структурою таблиці сторінок, використовуваної при сторінковому розподілі. Для кожного процесу створюється таблиця сегментів, у якій вказуються адреси таблиць сторінок для всіх сегментів даного процесу. Адреса таблиці сегментів завантажується в спеціальний регістр процесора, коли активізується відповідний процес. На малюнку 2.15 показана схема перетворення ВА у фізичну для даного методу.
Рис. 2.15. Схема перетворення віртуальної адреси у фізичний для
сегментно-сторінкової організації пам'яті
Свопінг
Різновидом віртуальної пам'яті є свопінг.
На малюнку 2.16 показаний графік залежності коефіцієнта завантаження процесора в залежності від числа одночасно виконуваних процесів і частки часу, проведеного цими процесами в стані очікування вводу-виводу.
Рис. 2.16. Залежність завантаження процесора від числа задач і інтенсивності вводу-виводу
З малюнка видно, що для завантаження процесора на 90% досить всього трьох рахункових задач. Однак для того, щоб забезпечити таку ж завантаження інтерактивними завданнями, які виконують інтенсивний введення-виведення, будуть потрібні десятки таких задач. Необхідною умовою для виконання задачі є завантаження її в оперативну пам'ять, обсяг якої обмежений. У цих умовах був запропонований метод організації обчислювального процесу, званий свопінгу. У відповідності з цим методом деякі процеси (які зазвичай перебувають у стані очікування) тимчасово вивантажуються на диск. Планувальник операційної системи не виключає їх зі свого розгляду, і при настанні умов активізації деякого процесу, що знаходиться в області свопінгу на диску, цей процес переміщається в оперативну пам'ять. Якщо вільного місця в оперативній пам'яті не вистачає, то вивантажується інший процес.
При свопінгу, на відміну від розглянутих раніше методів реалізації віртуальної пам'яті, процес переміщається між пам'яттю і диском цілком, тобто протягом деякого часу процес може повністю відсутні в оперативній пам'яті. Існують різні алгоритми вибору процесів на завантаження і вивантаження, а також різні способи виділення оперативної і дискової пам'яті завантажуваного процесу.
Ієрархія запам'ятовуючих пристроїв. Принцип кешування даних
Пам'ять обчислювальної машини являє собою ієрархію запам'ятовуючих пристроїв (внутрішні регістри процесора, різні типи сверхоперативной і оперативної пам'яті, диски, стрічки), що відрізняються середнім часом доступу і вартістю зберігання даних у розрахунку на один біт (рисунок 2.17). Користувачеві хотілося б мати і недорогу і швидку пам'ять. Кеш-пам'ять представляє деякий компромісне вирішення цієї проблеми.
Рис. 2.17. Ієрархія ЗУ
Кеш-пам'ять - це спосіб організації спільного функціонування двох типів запам'ятовуючих пристроїв, що відрізняються часом доступу і вартістю зберігання даних, який дозволяє зменшити середній час доступу до даних за рахунок динамічного копіювання в "швидке" ЗУ найбільш часто використовуваної інформації з "повільного" ЗУ.
Кеш-пам'яттю часто називають не тільки спосіб організації роботи двох типів запам'ятовуючих пристроїв, а й один із пристроїв - "швидке" ЗУ. Воно коштує дорожче і, як правило, має порівняно невеликий обсяг. Важливо, що механізм кеш-пам'яті є прозорим для користувача, який не повинен повідомляти жодної інформації про інтенсивність використання даних і не повинен ніяк брати участь у переміщенні даних з ЗУ одного типу в ЗУ іншого типу, все це робиться автоматично системними засобами.
Розглянемо окремий випадок використання кеш-пам'яті для зменшення середнього часу доступу до даних, що зберігаються в оперативній пам'яті. Для цього між процесором і оперативною пам'яттю поміщається швидкий ЗП, зване просто кеш-пам'яттю (рисунок 2.18). У якості такого може бути використана, наприклад, асоціативна пам'ять. Вміст кеш-пам'яті представляє собою сукупність записів про всіх завантажених в неї елементах даних. Кожна запис про елемент даних включає в себе адресу, який цей елемент даних має в оперативній пам'яті, і керуючу інформацію: ознака модифікації й ознака звертання до даних за деякий останній період часу.
Рис. 2.18. Кеш-пам'ять
У системах, оснащених кеш-пам'яттю, кожен запит до оперативної пам'яті виконується у відповідності з наступним алгоритмом:
Проглядається вміст кеш-пам'яті з метою визначення, чи не знаходяться потрібні дані в кеш-пам'яті; кеш-пам'ять не є адресується, тому пошук потрібних даних здійснюється по вмісту - значенню поля "адреса в оперативній пам'яті", взятому із запиту. Якщо дані виявляються в кеш-пам'яті, то вони зчитуються з неї, і результат передається в процесор. Якщо потрібних даних немає, то вони разом зі своєю адресою копіюються з оперативної пам'яті в кеш-пам'ять, і результат виконання запиту передається в процесор. При копіюванні даних може виявитися, що в кеш-пам'яті немає вільного місця, тоді вибираються дані, до яких в останній період було найменше звернень, для витіснення з кеш-пам'яті. Якщо витісняються дані були модифіковані за час знаходження в кеш-пам'яті, то вони переписуються в оперативну пам'ять. Якщо ж ці дані не були модифіковані, то їх місце в кеш-пам'яті оголошується вільним.
На практиці в кеш-пам'ять зчитується не один елемент даних, до якого відбулося звертання, а цілий блок даних, це збільшує ймовірність так званого "влучення в кеш", тобто знаходження потрібних даних у кеш-пам'яті.
Покажемо, як середній час доступу до даних залежить від імовірності влучення в кеш. Нехай є основне запам'ятовуючі пристрій із середнім часом доступу до даних t1 і кеш-пам'ять, що має час доступу t2, очевидно, що t
//ua-referat.com