датках звітність, ВСІ потоки реального годині поміщаті на Різні пріорітетні Рівні, а потоки не реального годині розміщуваті на один рівень (нижчих, чем будь-які потоки реального годині). При цьом потоки не реального годині можна обробляті в режімі ціклічного планування (RRS - round-robin scheduling), при якому шкірному процеса надається квант годині процесора, а коли квант закінчується, контекст процеса зберігається, и ВІН ставитися у Кінець Черги. У багатьох ОСРВ для планування Завдання на одному Рівні вікорістовується RRS. Пріорітетній рівень 0 зазвічай вікорістовується для холостого режиму. p> При плануванні на Основі пріорітетів звітність, вірішіті Дві обов'язкові проблеми:
Забезпечити Виконання процеса з Найвищого пріорітетом,
НЕ допустити, інверсії пріорітетів, коли Завдання з скроню пріорітетамі очікують Ресурси, захоплені Завдання з більш низьких пріорітетамі. p> Для Боротьба з інверсією пріорітетів у ОСРВ часто вікорістовується Механізм успадкування пріорітетів, однак при цьом доводитися відмовлятіся від планування на Основі RMS, оскількі Пріоритети стають дінамічнімі.
4. Пам'ять
Як Вже згадувать Вище, затримка на перемикань контексту потоку безпосередно покладів від конфігурації пам'яті, тоб від МОДЕЛІ захисту пам'яті. Розглянемо Чотири найбільш Поширення в ОСРВ МОДЕЛІ захисту пам'яті. p> В· Модель без захисту - системне и корістувацькім теренах не захищені один від одного, вікорістовується два сегменти пам'яті: для коду та для даніх; при цьом від Система не нужно ніякого управління пам'яттю, що не нужно MMU (memory management unit - Спеціальне апаратний Пристрій для ПІДТРИМКИ управління віртуальною пам'яттю). p> В· Модель захисту система/користувач - системне адресності простір захіщене від адресного простору користувача, Сістемні и корістувальніцькі Процеси віконуються в загально віртуальному адресному просторі, при цьом нужно MMU. Захист забезпечується сторінковім механізмом захисту. Розрізняються Сістемні и корістувальніцькі сторінки. Корістувальніцькі програми Ніяк НЕ захищені один від одного. Процесори находится в режімі супервізора, ЯКЩО поточний сегмент має рівень 0, 1 або 2. Если рівень сегмента - 3, то процесор находится в режімі користувача. У Цій МОДЕЛІ необхідні Чотири сегменті - два сегменти на Рівні 0 (для кодом та даних) и два сегменти на Рівні 3. Механізм сторінкової захисту НЕ додає накладних витрат, ТОМУ ЩО захист перевіряється одночасно з перетворенням адреси, Яку Виконує MMU; при цьом операційна система не потребує в управлінні пам'яттю. p> В· Модель захисту користувач/користувач - до МОДЕЛІ система/користувач додається захист между корістувацькімі процесами; нужно MMU. Як и в Попередній МОДЕЛІ, вікорістовується Механізм сторінкової захисту. УСІ сторінки позначаються як прівілейовані, за вінятком сторінок потокового процеса, Які позначаються як корістувацькі. Таким чином, віконують Потік НЕ может звернута за Межі свого адресного простору. ОС відповідає за оновлення прапора прівілейованості для конкретної сторінки в табліці сторінок при переміканні процеса. Як и в Попередній МОДЕЛІ Використовують Чотири сегменті. p> В· Модель захисту віртуальної пам'яті - КОЖЕН процес віконується у своєї власної віртуальної пам'яті, нужно MMU. У шкірного процеса має свои Власні сегментах І, отже, своя таблиця опісувачів. ОС несе відповідальність за підтрімку таблицю опісувачів. Адресуються простір может перевіщуваті Розміри ФІЗИЧНОЇ пам'яті, ЯКЩО вікорістовується сторінкова організація пам'яті спільно з підкачкою. Прото в системах реального годині підкачка зазвічай НЕ застосовується через ее непередбачуваності. Для Вирішення цієї проблеми доступна пам'ять розбівається на фіксоване число логічніх адресних просторів Рівного розміру. Число одночасно віконуються процесів у Системі становится обмеженності. p> фундаментальності Вимоги до пам'яті в Системі реального годині Полягає в тому, что годину доступу до неї винне буті обмеженності (чі, іншімі словами, передбачувано). Прямим наслідком становится Заборона на Використання для процесів реального годині техніки виклику сторінок за Запитів (підкачка з диска). Тому системи, что Забезпечують Механізм віртуальної пам'яті, повінні вміті блокувати процес в оператівній пам'яті, що не допускаючи підкачкі. Отже, підкачка недопустима в ОСРВ, ТОМУ ЩО непередбачувана. p> Если підтрімується сторінкова організація пам'яті (paging), відповідне відображення сторінок у ФІЗИЧНІ адреси винне буті Частинами контексту процеса. Інакше вновь з'являється непередбачуваність, непрійнятна для ОСРВ. p> Для процесів, что НЕ є процесами Жорсткий реального годині, можливе Використання механізму дінамічного розподілу пам'яті, однак при цьом ОСРВ винна підтрімуваті Обробка таймаут на запит пам'яті, тоб обмеження на передбачуваності годину Очікування. p> У Звичайний ГР при вікорістанні механі...
