Читайте также:
|
Алгоритм заснований на алгоритмі "годинник", але використовує робочий набір.
Використовуються бітів R і M, а також час останнього використання.
Робота алгоритму WSClock
Це достатньо реальний алгоритм який використовується на практиці.
Розподіл пам'яті
Політика розподілу пам'яті
Алгоритми заміщення бувають:
Приклад глобального і локального алгоритму
В цілому глобальний алгоритм працює краще.
Можна порівну розподіляти сторінкові блоки між процесами.
Такий підхід справедливий, але не ефективний, оскільки процеси різні.
Можна розподіляти сторінкові блоки між процесами, залежно від розмірів процесу
Розмір процесу динамічно міняється, тому визначити розмір динамічно складно.
Частота сторінкових переривань - може служити показником потреби процесу в сторінках.
Чим більша частота, тим більше пам'яті необхідно процесу.
Залежність частоти сторінкових переривань від розмірів пам'яті наданої процесу
Якщо частота стала нижча за лінію, то пам'яті процесу надано дуже багато.
Якщо частота стала вища за лінію А, то пам'яті процесу надана дуже мало.
Якщо всім процесам не вистачає пам'яті (відбувається пробуксувала), то проводиться вивантаження якого те процесу на.диск.
Розміри сторінок
Є два крайні випадки:
Спільно використовувані сторінки
Окремі простори команд і даних
Приклад розділення простору команд і даних
Спільно використовувані сторінки
Два процеси можуть містити в таблицях сторінок покажчики на загальні сторінки. У разі розділення просторів команд і даних це легко реалізується. Ці дані використовуються в режимі читання.
В UNIX коли створюється дочірній процес, у батьківського і дочірнього процесу загальний простір даних, і лише якщо один з процесів спробує змінити дані, відбувається переривання і створення копії цієї сторінки, якщо запису не відбувається, то обидва процеси продовжують працювати із загальною пам'яттю. Це приводить до економії пам'яті.
Політика очищення сторінок
Краще завжди тримати у запасі вільні блоки, звільняючи їх наперед, чим при не хватки пам'яті шукати і звільняти їх.
Сторінковий демон - програма періодично перевіряюча стан пам'яті, якщо зайнято багато блоків, то проводить вибіркове вивантаження сторінок.
Особливості реалізації в UNIX
У UNIX системах послідовність запуску процесів, наступна:
процес 0 - це свопер
процес 1 - це init
процес 2 - це сторінковий демон
Сторінковий демон прокидається кожні 250мс, і перевіряє кількість вільних сторінкових блоків, якщо їх менше 1/4 пам'яті, то він починає вивантажувати сторінки на диск. Він використовує модифікований алгоритм годинника, і він є глобальним (тобто він не розрізняє, якому процесу належить сторінка).
Кожні декілька секунд свопер перевіряє, чи є на диску готові процеси для завантаження в пам'ять для виконання. При цьому сам код програми в своп-файлі не зберігається, а підкачується безпосередньо з файлу програми.
У LUNIX системі немає попереднього завантаження сторінок і концепції робочого набору.
Тексти програм і файли, що відображаються, підвантажуються прямо з файлів розташованих на диску.
Все інше вивантажується в розділ свопінгу або файли свопінгу (їх може бути від 0 до 8).
Алгоритм вивантаження сторінок заснований на сторінковому демоні (kswapd), він активізується раз в секунда і перевіряє чи досить вільних сторінок. Демон може бути активізований і примусово, при не хватці пам'яті.
Демон складається з трьох процедур:
? У першій використовується алгоритм годинника, вона шукає рідко використовувані сторінки сторінкового кеша і буферного кеша файлової системи.
? Друга процедура шукає спільно рідко використовувані сторінки.
? Третя шукає рідко використовувані сторінки одиночних користувачів. Спочатку скануються сторінки у того процесу, у якого їх найбільше.
У LINUX є ще один демон - bdflush. Він регулярно прокидається і перевіряє чи не перевищило певне значення кількість змінених сторінок, якщо та те він починає їх примусово зберігати на диск.
Особливості реалізації в Windows
У Windows системах сегментація не підтримується. Тому кожному процесу виділяється віртуальний адресний простір в 4 Гбайт (обмеження 32 розрядів). Нижні 2 Гбайт доступні для процесу, а верхні 2 Гбайт відображаються на спомин ядра. У Advanced server і Datacenter server процес може використовувати до 3 Гбайт.
Сторінки мають фіксований розмір (на процесорах Pentium 4 Кбайт, на Itanium 8 або 16 Кбайт) і підвантажуються на вимогу.
Конфігурація віртуального адресного простору Windows
Білим кольором виділені області приватних даних процесу.
Затемнені області спільно використовувані всіма процесами.
Області в 64 Кбайт на початку і в кінці, використовуються для зашиті віртуального адресного простору процесу, при спробі читання або запису в ці області буде викликане переривання.
Системні дані містять покажчики і таймери доступні на читання іншим процесам.
Відображення верхньої частини на спомин ядра, дозволяє при перемиканні потоку в режим ядра не міняти карту пам'яті.
У сторінок є три стани:
? вільне - не використовується
? фіксоване - дані відображені в сторінці
? зарезервоване - зарезервовано, але не зайнято даними (при створенні потоку)
Файли свопінгу може бути до 16, розділів свопінгу немає. У файлах свопінгу зберігаються тільки змінні сторінки.
Випереджаюча підкачка в Windows не використовується.
В Windows використовується поняття робочий набір.
Сторінковий демон в Windows складається з:
? менеджера балансової множини - перевіряє, чи досить вільних сторінок.
? менеджера робочих наборів - який досліджує робочі набори і звільняє сторінки.
Також в Windows є наступні демони:
? свопер-демон
? демон запису відображених сторінок - запис у відображені файли
? демон запису модифікованих сторінок
Контрольні питання:
Вывод.
Триггер RS является асинхронным, поскольку у него информационные сигналы приходят в триггер не одновременно, а выходной сигнал будет определен функцией
Qt+1 = f (Qt, Rt, St)
Qt – состояние триггера в момент времени t
Rt, St – входные сигналы триггера в момент времени t
Триггер переходит в установившееся состояние после некоторого переходного процесса и будет находиться в этом установившемся состоянии. Для того, чтобы триггер работал нормально должно выполняться следующее требование RS≠1
RS- триггер после переходного процесса находится в установившемся состоянии до момента выключения.
Тема 4. Регулируемый электропривод лифта по схеме тиристорный преобразователь — двигатель постоянного тока С.95-97
В скоростных и высокоскоростных лифтах со скоростью движения кабины более 2 м/с применяют регулируемый электропривод с двигателями постоянного тока независимого возбуждения. Лебедки лифтов могут быть редукторными и безредукторными, двигатели — соответственно быстроходными и тихоходными (60... 140 мин-1). Среди систем электропривода постоянного тока в лифтах нашли применение две системы: генератор—двигатель (Г—Д) и тиристорный преобразователь—двигатель (ТП—Д). В электроприводе ТП—Д вместо двигатель-генераторного преобразователя применяют реверсивный тиристорный преобразователь, обычно состоящий из двух встречно-параллельно включенных трехфазных тиристорных выпрямителей с соответствующими устройствами управления. Тиристорный электропривод постоянного тока системы ТП—Д для высокоскоростных лифтов грузоподъемностью 1000 и 1-600 кг со скоростью 2; 2,8 и 4 м/с устанавливают в административных и жилых зданиях до 40 этажей.
Рассмотрим схему тиристорного электропривода постоянного тока высокоскоростного лифта (рис. 1). Частота вращения двигателя Д регулируется изменением напряжения на якоре в пределах -Uном...+ Uном с помощью трехфазных мостовых выпрямителей (СM1 и СМ2).
Система импульсно-фазового управления тиристорами обеспечивает формирование импульсных сигналов включения тиристоров и подачу их на управляющие электроды в соответствующие моменты времени. Угол регулирования изменяется в пределах 0... 180°, зависимость его от напряжения управления практически линейна.
Рис. 1. Структурная схема тиристорного электропривода постоянного тока высокоскоростного лифта:
Д — электродвигатель постоянного тока; СМ1 и СМ2 — силовые модули тиристоров; РО — реакторы ограничивающие; BR — тахогенератор; ДТ1 и ДТ2 — датчики тока направления вверх и вниз; СИФУ1 и СИФУ2 — системы импульсно-фазового управления силовыми модулями СМ1 и СМ2; РТ1 и РТ2 — регуляторы тока направления вверх и вниз; ЗИ — задатчик интенсивности, обеспечивающий задание скорости и ограничение ускорения и рывка; PC — регулятор скорости; РТ — регулятор тока
Система регулирования электропривода построена по принципу последовательной коррекции с подчиненным регулированием параметров. Такие системы обладают большими возможностями по формированию оптимальных переходных процессов пуска и торможения электропривода. В них легко реализуется, например, ограничение регулируемых переменных (координат) и их производных, а это является необходимым требованием к электроприводам лифтов.
Выходной сигнал регулятора скорости является сигналом задания регулятора тока. На заданном этапе вступает в действие регулятор положения, управляемый сигналом датчика точной остановки. Регулятор положения перед остановкой кабины выравнивает ее на этаже, обеспечивает точность остановки в пределах ± 15 мм. Он также удерживает кабину на этаже при неисправности тормоза.
Задатчик интенсивности формирует диаграмму скорости с ограничением ее в пределах 1,4; 2 и 4 м/с, ускорения — 1,5 м/с и рывка 1,5 м/с, что позволяет обеспечивать необходимые комфортные условия и высокую производительность лифта.
Регулятор скорости PC является пропорционально-интегральным. В нем сигнал заданной скорости задатчика интенсивности ЗИ сравнивается с сигналом фактической скорости, поступающим от тахогенератора BR. Выходной сигнал PC, ограничиваемый по амплитуде, является задающим для регулятора тока РТ, с которым сравнивается сигнал обратной связи по току, получаемый с помощью датчиков тока ДТ1 и ДТ2. Регулятор тока также является пропорционально-интегральным, поэтому ток двигателя пропорционален задающему току, а ограничению задания тока соответствует токоограничение двигателя.
Дата добавления: 2014-12-19; просмотров: 57 | Поможем написать вашу работу | Нарушение авторских прав |
| <== предыдущая лекция | | | следующая лекция ==> |
| Алгоритм WSClock | | | ФІНАНСИ ПІДПРИЄМСТВ |