3.Внутреннее устройство Windows (гл. 8-11)
Шрифт:
Алгоритм расчета порогового числа измененных страниц представлен в таблице 11–13. Результат расчета с использованием этого алгоритма игнорируется, если максимальный размер системного рабочего набора превышает 4 Мб, — а именно так зачастую и происходит. (Определение малого, среднего и большого объема системной памяти см. в главе 7.) Когда максимальный размер рабочего набора превышает 4 Мб, пороговое число измененных страниц устанавливается равным максимальному
Дросселирование записи также полезно для сетевых редиректоров, передающих данные по медленным коммуникационным каналам. Вообразите, например, локальный процесс, записывающий большой объем данных в удаленную файловую систему по каналу, работающему со скоростью 9600 бод. Данные не попадут на удаленный диск, пока подсистема отложенной записи диспетчера кэша не сбросит кэш на диск. Если редиректор накапливает много измененных страниц, одновременно сбрасываемых на диск, на принимающей стороне может истечь время ожидания данных до окончания их передачи. Развитие событий по такому сценарию можно предотвратить с помощью функции диспетчера кэша CcSetDirtyPageTbresbold, позволяющей сетевым редиректорам устанавливать лимит на количество измененных страниц, которые можно накапливать без сброса на диск. Ограничивая число измененных страниц, редиректор гарантирует, что операции сброса кэша не вызовут таймаута.
ПРИМЕЧАНИЕ B Windows XP и выше сетевые редиректоры не задают пороговое значение измененных страниц, вместо этого полагаясь на системные значения по умолчанию.
ЭКСПЕРИМЕНТ: просмотр параметров дросселирования записи
Команда !defwrites отладчика ядра выводит дамп значений переменных ядра, используемых диспетчером кэша для определения момента дросселирования операций записи.
Как видите, число измененных страниц близко к пороговому значению, при котором начинается дросселирование записи (CcDirtyPageTbreshold), и поэтому, если бы в ходе эксперимента процесс попытался записать более 12 страниц (48 Кб), эти операции были бы
Как уже говорилось, диспетчер кэша выполняет отложенную запись и опережающее чтение, передавая запросы в общий пул критичных системных рабочих потоков. Однако в системах с малым и средним объемом памяти он использует на один поток меньше общего количества критичных системных рабочих потоков, а в системах с большим объемом памяти — на два.
Внутренне диспетчер кэша организует свои запросы в два списка (которые все равно обслуживаются одним и тем же набором рабочих потоков исполнительной системы):
• экспресс-очередь (express queue) — для операций опережающего чтения;
•регулярная очередь (regular queue) — для отложенной записи измененных данных, подлежащих сбросу, обратной записи и отложенного закрытия файлов.
Чтобы отслеживать рабочие элементы, направленные рабочим потокам, диспетчер кэша создает собственный ассоциативный список (индивидуальный для каждого процессора и имеющий фиксированную длину) структур рабочих элементов, поставленных в очереди рабочих потоков (ассоциативные списки обсуждаются в главе 7). Число элементов в очереди рабочего потока определяется объемом системной памяти и для систем Windows Professional составляет 32,64 или 128 в системах с малым, средним или большим объемом памяти соответственно (для систем Windows Server с большим объемом памяти — 256).
Диспетчер кэша предоставляет быстродействующий интеллектуальный механизм для уменьшения интенсивности дискового ввода-вывода и увеличения общей пропускной способности системы. Осуществляя кэширование на основе виртуальных блоков, диспетчер кэша может выполнять интеллектуальное опережающее чтение. Используя для обращения к файловым данным механизм проецирования файлов, диспетчер кэша предоставляет специальный механизм для быстрого ввода-вывода, который уменьшает нагрузку на процессор при выполнении операций чтения и записи и позволяет возложить все управление физической памятью на диспетчер памяти. A это избавляет от дублирования кода и повышает эффективность работы операционной системы.