Лекции №1-2 Классификация программного обеспечения. Введение в системное программное обеспечение. Вопросы


Закрепление устройств, общие устройства ввода/вывода



страница11/11
Дата14.08.2018
Размер1.73 Mb.
#44043
ТипЛекции
1   2   3   4   5   6   7   8   9   10   11

Закрепление устройств, общие устройства ввода/вывода

Многие устройства не допускают совместного использования. Прежде всего, это устройства с последовательным доступом. Такие устройства могут стать закрепленными, то есть быть предоставленными некоторому вычислительному процессу на все время жизни этого процесса. Однако это приводит к тому, что вычислительные процессы часто не могут выполняться параллельно — они ожидают освобождения устройств ввода/вывода. Для организации использования многими параллельно выполняющимися задачами устройств ввода/вывода, которые не могут быть разделяемыми, вводится понятие виртуальных устройств. Использование принципа виртуализации позволяет повысить эффективность вычислительной системы.

Вообще говоря, понятие виртуального устройства шире, нежели использование этого термина для обозначения спулинга (SPOOLing — simultaneous peripheral operation on-line, то есть имитация работы с устройством в режиме “он-лайн”). Главная задача спулинга — создать видимость параллельного разделения устройства ввода/вывода с последовательным доступом, которое фактически должно использоваться только монопольно и быть закрепленным. Например, мы уже говорили, что в случае, когда несколько приложений должны выводить на печать результаты своей работы, если разрешить каждому такому приложению печатать строку по первому же требованию, то это приведет к потоку строк, не представляющих никакой ценности. Однако можно каждому вычислительному процессу предоставлять не реальный, а виртуальный принтер и поток выводимых символов (или управляющих кодов для их печати) сначала направлять в специальный файл (спул-файл, spool-file)на магнитном диске. Затем, по окончании виртуальной печати, в соответствии с принятой дисциплиной обслуживания и приоритетами приложений выводить содержимое спул-файла на принтер. Системный процесс, который управляет спул-файлом, называется спулером (spool-reader или spool-writer).

Основные системные таблицы ввода/вывода

Каждая ОС имеет свои таблицы ввода/вывода, их состав (количество и назначение каждой таблицы) может сильно отличаться. В некоторых ОС вместо таблиц создаются списки, хотя использование статических структур данных для организации ввода/вывода, как правило, приводит к большему быстродействию. Здесь очень трудно вычленить общие составляющие, тем более что подробной документации на эту тему крайне мало, только если воспользоваться материалами ныне устаревших ОС. Тем не менее, попытаемся это сделать, опираясь на идеи семейства простых, но эффективных ОС реального времени, разработанных фирмой Hewlett-Packard для своих мини-компьютеров.

Исходя из принципа управления вводом/выводом через супервизор ОС и учитывая, что драйверы устройств ввода/вывода используют механизм прерываний для установления обратной связи центральной части с внешними устройствами, можно сделать вывод о необходимости создания по крайней мере трех системных таблиц.

Первая таблица (или список) содержит информацию обо всех устройствах ввода/вывода, подключенных к вычислительной системе. Назовем ее условно таблицей оборудования (equipment table), а каждый элемент этой таблицы пусть называется UCB (unit control block, блок управления устройством ввода/вывода). Каждый элемент UCB таблицы оборудования, как правило, содержит следующую информацию об устройстве:


  • тип устройства, его конкретная модель, символическое имя и характеристики устройства;

  • как это устройство подключено (через какой интерфейс, к какому разъему, какие порты и линия запроса прерывания используются и т. д.);

  • номер и адрес канала (и подканала), если такие используются для управления устройством;

  • указание на драйвер, который должен управлять этим устройством, адрес секции запуска и секции продолжения драйвера;

  • информация о том, используется или нет буферирование при обмене данными с этим устройством, “имя” (или просто адрес) буфера, если такой выделяется из системной области памяти;

  • уставка тайм-аута и ячейки для счетчика тайм-аута;

  • состояние устройства;

  • поле указателя для связи задач, ожидающих устройство, и, возможно, много еще каких сведений.

Поясним перечисленное.

Поскольку во многих ОС драйверы могут обладать свойством реентерабельности (напомним, это означает, что один и тот же экземпляр программного модуля может обеспечить параллельное обслуживание сразу нескольких однотипных устройств), то в элементе UCB должна храниться либо непосредственно сама информация о текущем состоянии устройства и сами переменные для реентерабельной обработки, либо указание на место, где такая информация может быть найдена. Наконец, важнейшим компонентом элемента таблицы оборудования является указатель на дескриптор той задачи, которая сейчас использует данное устройство. Если устройство свободно, то поле указателя будет иметь нулевое значение. Если же устройство уже занято и рассматриваемый указатель не нулевой, то новые запросы к устройству фиксируются посредством образования списка из дескрипторов тех задач, которые сейчас ожидают данное устройство.



Вторая таблица предназначена для реализации еще одного принципа виртуализации устройств ввода/вывода — независимости от устройства. Желательно, чтобы программист не был озабочен учетом конкретных параметров (и/или возможностей) того или иного устройства ввода/вывода, которое установлено (или не установлено) в компьютер. Для него должны быть важны только самые общие возможности, характерные для данного класса устройств ввода/вывода, которыми он желает воспользоваться. Например, принтер должен уметь выводить (печатать) символы или графическое изображение. А накопитель на магнитных дисках — считывать или записывать по указанному адресу (в координатах cylinder-head-sector) порцию данных. Хотя чаще всего программист и не использует прямую адресацию при работе с магнитными дисками, а работает на уровне файловой системы. Однако в таком случае уже разработчики файловой системы не должны зависеть от того, накопитель какого конкретного типа и модели, а также какого производителя используется в данном конкретном компьютере (например, HDD IBM DTLA 307030, WDAC 450AA или какой-нибудь еще). Важным должен быть только сам факт существования накопителя, имеющего некоторое количество цилиндров, головок чтения/записи и секторов на дорожке магнитного диска. Упомянутые значения количества цилиндров, головок и секторов должны быть взяты из элемента таблицы оборудования. При этом для программиста также не должно иметь значения, каким образом то или иное устройство подключено к вычислительной системе, а не только какая конкретная модель устройства используется. Поэтому в запросе на ввод/вывод программист указывает именно логическое имя устройства. Действительное устройство, которое сопоставляется виртуальному (логическому), выбирается супервизором с помощью таблицы, о которой мы сейчас говорим. Итак, способ подключения устройства, его конкретная модель и соответствующий ей драйвер содержатся в уже рассмотренной таблице оборудования. Но для того, чтобы связать некоторое виртуальное устройство, использованное программистом при создании приложения с системной таблицей, отображающей информацию о том, какое конкретно устройство и каким образом подключено к компьютеру, используется вторая системная таблица. Назовем ее условно таблицей описания виртуальных логических устройств (DRT, device reference table).

Назначение этой второй таблицы — установление связи между виртуальными (логическими) устройствами и реальными устройствами, описанными посредством первой таблицы оборудования. Другими словами, вторая таблица позволяет супервизору перенаправить запрос на ввод/вывод из приложения на те программные модули и структуры данных, которые (или адреса которых) хранятся в соответствующем элементе первой таблицы. Во многих многопользовательских системах такая таблица не одна, а несколько: одна общая и по одной — на каждого пользователя, что позволяет строить необходимые связи между логическими (символьными) именами устройств и реальными физическими устройствами, которые имеются в системе.



Третья таблица необходима для организации обратной связи между центральной частью и устройствами ввода/вывода. Это таблица прерываний, которая указывает для каждого сигнала запроса на прерывание тот элемент UCB, который сопоставлен данному устройству, подключенному так, что оно использует настоящую линию (сигнал) прерывания. Как системная таблица ввода/вывода, таблица прерываний может в явном виде и не присутствовать. В принципе можно сразу из основной таблицы прерываний попадать на программу обработки (драйвер), имеющей связи с элементом UCB. Важно наличие связи между сигналами прерываний и таблицей оборудования.

В современных сложных ОС имеется гораздо больше системных таблиц или списков, используемых для организации процессами управления операциями ввода/вывода. Например, одной из возможных и часто реализуемых информационных структур, сопровождающих практически каждый запрос на ввод/вывод, является блок управления данными (data control block, DCB). Назначение этого DCB — подключение препроцессоров к процессу подготовки данных на ввод/вывод, то есть учет конкретных технических характеристик и используемых преобразований. Это необходимо для того, чтобы имеющееся устройство получало не какие-то непонятные ему коды либо форматы данных, которые не соответствуют режиму его работы, а коды, созданные специально под данное устройство и используемый в настоящий момент формат представления данных.

 

Теперь с учетом изложенных принципов и таблиц рассмотрим процесс управления вводом/выводом.



Запрос на операцию ввода/вывода от выполняющейся программы поступает на супервизор. Тот проверяет системный вызов на соответствие принятым спецификациям и в случае ошибки возвращает задаче соответствующее сообщение. Если же запрос корректен, то он перенаправляется в супервизор ввода/вывода. Последний по логическому (виртуальному) имени с помощью таблицы DRT находит соответствующий элемент UCB в таблице оборудования. Если устройство уже занято, то описатель задачи, запрос которой сейчас обрабатывается супервизором ввода/вывода, помещается в список задач, ожидающих настоящее устройство. Если же устройство свободно, то супервизор ввода/вывода определяет из UCB тип устройства и при необходимости запускает препроцессор, позволяющий получить последовательность управляющих кодов и данных, которую сможет правильно понять и отработать устройство. Когда “программа” управления операцией ввода/вывода будет готова, супервизор ввода/вывода передаст управление соответствующему драйверу на секцию запуска. Драйвер инициализирует операцию управления, обнуляет счетчик тайм-аута и возвращает управление супервизору (диспетчеру задач) с тем, чтобы он поставил на процессор готовую к исполнению задачу. Система работает своим чередом, но когда устройство ввода/вывода отработает посланную ему команду, оно выставляет сигнал запроса на прерывания, по которому через таблицу прерываний управление передается на секцию продолжения. Получив новую команду, устройство вновь начинает ее обрабатывать, а управление процессором опять передается диспетчеру задач, и процессор продолжает полезную работу. Таким образом, получается параллельная обработка задач, на фоне которой процессор осуществляет управление операциями ввода/вывода.

Очевидно, что если имеются специальные аппаратные средства для управления вводом/выводом, снимающие эту работу с центрального процессора (речь идет и каналах прямого доступа к памяти), то в функции центрального процессора будут по-прежнему входить все только что рассмотренные шаги, за исключением последнего — непосредственного управления операциями ввода/вывода. В случае использования каналов прямого доступа к памяти последние исполняют соответствующие канальные программы и разгружают центральный процессор, избавляя его от непосредственного управления обменом данными между памятью и внешними устройствами.

 При описании этой схемы мы не стали затрагивать вопросы распределения каналов, контроллеров и собственно самих устройств. Также были опущены детали получения канальных программ.

 

Синхронный и асинхронный ввод/вывод

Задача, выдавшая запрос на операцию ввода/вывода, переводится супервизором в состояние ожидания завершения заказанной операции. Когда супервизор получает от секции завершения сообщение о том, что операция завершилась, он переводит задачу в состояние готовности к выполнению, и она продолжает свою работу. Эта ситуация соответствует синхронному вводу/выводу. Синхронный ввод/вывод является стандартным для большинства ОС. Чтобы увеличить скорость выполнения приложений, было предложено при необходимости использовать асинхронный ввод/вывод.

Простейшим вариантом асинхронного вывода является так называемый буферированный вывод данных на внешнее устройство, при котором данные из приложения передаются не непосредственно на устройство ввода/вывода, а в специальный системный буфер. В этом случае логически операция вывода для приложения считается выполненной сразу же, и задача может не ожидать окончания действительного процесса передачи данных на устройство. Процессом реального вывода данных из системного буфера занимается супервизор ввода/ вывода. Естественно, что выделением буфера из системной области памяти занимается специальный системный процесс по указанию супервизора ввода/вывода. Итак, для рассмотренного случая вывод будет асинхронным, если, во-первых, в запросе на ввод/вывод было указано на необходимость буферирования данных, а во-вторых, если устройство ввода/вывода допускает такие асинхронные операции и это отмечено в UCB.

Можно организовать и асинхронный ввод данных. Однако для этого необходимо не только выделить область памяти для временного хранения считываемых с устройства данных и связать выделенный буфер с задачей, заказавшей операцию, но и сам запрос на операцию ввода/вывода разбить на две части (на два запроса). В первом запросе указывается операция на считывание данных, подобно тому как это делается при синхронном вводе/выводе. Однако тип (код) запроса используется другой, и в запросе указывается еще по крайней мере один дополнительный параметр — имя (код) того системного объекта, которое получает задача в ответ на запрос и которое идентифицирует выделенный буфер. Получив имя буфера (будем этот системный объект условно называть таким образом, хотя в различных ОС для его обозначения используются и другие термины, например — класс), задача продолжает свою работу. Здесь очень важно подчеркнуть, что в результате запроса на асинхронный ввод данных задача не переводится супервизором ввода/вывода в состояние ожидания завершения операции ввода/ вывода, а остается в состоянии выполнения или в состоянии готовности к выполнению. Через некоторое время, выполнив необходимый код, который был определен программистом, задача выдает второй запрос на завершение операции ввода/вывода. В этом втором запросе к тому же устройству, который, естественно, имеет другой код (или имя запроса), задача указывает имя системного объекта (буфера для асинхронного ввода данных) и в случае успешного завершения операции считывания данных тут же получает их из системного буфера. Если же данные еще не успели до конца переписаться с внешнего устройства в системный буфер, супервизор ввода/вывода переводит задачу в состояние ожидания завершения операции ввода/вывода, и далее все напоминает обычный синхронный ввод данных.

Обычно асинхронный ввод/вывод предоставляется в большинстве мультипрограммных ОС, особенно если ОС поддерживает мультизадачность с помощью механизма тредов. Однако если асинхронный ввод/вывод в явном виде отсутствует, его идеи можно реализовать самому, организовав для вывода данных самостоятельный поток.

Аппаратуру ввода/вывода можно рассматривать как совокупность аппаратурных процессоров, которые способны работать параллельно относительно друг друга, а также относительно центрального процессора (процессоров). На таких “процессорах” выполняются так называемые внешние процессы. Например, для внешнего устройства (устройства ввода/вывода) внешний процесс может представлять собой совокупность операций, обеспечивающих перевод печатающей головки, продвижение бумаги на одну позицию, смену цвета чернил или печать каких-то символов. Внешние процессы, используя аппаратуру ввода/вывода, взаимодействуют как между собой, так и с обычными “программными” процессами, выполняющимися на центральном процессоре. Важным при этом является то обстоятельство, что скорости выполнения внешних процессов будут существенно (порой, на порядок или больше) отличаться от скорости выполнения обычных (внутренних) процессов. Для своей нормальной работы внешние и внутренние процессы обязательно должны синхронизироваться. Для сглаживания эффекта сильного несоответствия скоростей между внутренними и внешними процессами используют упомянутое выше буферирование. Таким образом, можно говорить о системе параллельных взаимодействующих процессов.

Буферы являются критическим ресурсом в отношении внутренних (программных) и внешних процессов, которые при параллельном своем развитии информационно взаимодействуют. Через буфер (буферы) данные либо посылаются от некоторого процесса к адресуемому внешнему (операция вывода данных на внешнее устройство), либо от внешнего процесса передаются некоторому программному процессу (операция считывания данных). Введение буферирования как средства информационного взаимодействия выдвигает проблему управления этими системными буферами, которая решается средствами супервизорной части ОС. При этом на супервизор возлагаются задачи не только по выделению и освобождению буферов в системной области памяти, но и синхронизации процессов в соответствии с состоянием операций по заполнению пли освобождению буферов, а также их ожидания, если свободных буферов в наличии нет, а запрос на ввод/вывод требует буферирования. Обычно супервизор ввода/вывода для решения перечисленных задач использует стандартные средства синхронизации, принятые в данной ОС. Поэтому если ОС имеет развитые средства для решения проблем параллельного выполнения взаимодействующих приложений и задач, то, как правило, она реализует и асинхронный ввод/вывод.

 

Кэширование операций ввода/вывода

при работе с накопителями на магнитных дисках

Накопители на магнитных дисках обладают крайне низкой скоростью по сравнению с быстродействием центральной части компьютера. Разница в быстродействии отличается на несколько порядков. Например, современные процессоры за один такт работы, а они работают уже с частотами в 1 ГГц и более, могут выполнять по две операции. Таким образом, время выполнения операции (с позиции внешнего наблюдателя, не видящего конвейеризации при выполнении машинных команд, благодаря которой производительность возрастает в несколько раз) может составлять 0,5 не (!). В то же время переход магнитной головки с дорожки на дорожку составляет несколько миллисекунд. Такие же временные интервалы имеют место и при ожидании, пока под головкой чтения/ записи не окажется нужный сектор данных. Как известно, в современных приводах средняя длительность на чтение случайным образом выбранного сектора данных составляет около 20 мс, что существенно медленнее, чем выборка команды или операнда из оперативной памяти и уж тем более из кэша. Правда, после этого данные читаются большим пакетом (сектор, как мы уже говорили, имеет размер в 512 байтов, а при операциях с диском часто читается или записывается сразу несколько секторов). Таким образом, средняя скорость работы процессора с оперативной памятью на 2-3 порядка выше, чем средняя скорость передачи данных из внешней памяти на магнитных дисках в оперативную память.

Для того чтобы сгладить такое сильное несоответствие в производительности основных подсистем, используется буферирование и/или кэширование данных. Простейшим вариантом ускорения дисковых операций чтения данных можно считать использование двойного буферирования. Его суть заключается в том, что пока в один буфер заносятся данные с магнитного диска, из второго буфера ранее считанные данные могут быть прочитаны и переданы запросившей их задаче. Аналогичный процесс происходит и при записи данных. Буферирование используется во всех операционных системах, но помимо буферирования применяется и кэширование. Кэширование исключительно полезно в том случае, когда программа неоднократно читает с диска одни и те же данные. После того как они один раз будут помещены в кэш, обращений к диску больше не потребуется и скорость работы программы значительно возрастет.

Если не вдаваться в подробности, то под кэшем можно понимать некий пул буферов, которыми мы управляем с помощью соответствующего системного процесса. Если мы считываем какое-то множество секторов, содержащих записи того или иного файла, то эти данные, пройдя через кэш, там остаются (до тех пор, пока другие секторы не заменят эти буферы). Если впоследствии потребуется повторное чтение, то данные могут быть извлечены непосредственно из оперативной памяти без фактического обращения к диску. Ускорить можно и операции записи: данные помещаются в кэш, и для запросившей эту операцию задачи можно считать, что они уже фактически и записаны. Задача может продолжить свое выполнение, а системные внешние процессы через некоторое время запишут данные на диск. Это называется операцией отложенной записи (lazy write, “ленивая запись”). Если отложенная запись отключена, только одна задача может записывать на диск свои данные. Остальные приложения должны ждать своей очереди. Это ожидание подвергает информацию риску не меньшему (если не большему), чем отложенная запись, которая к тому же и более эффективна по скорости работы с диском.

Интервал времени, после которого данные будут фактически записываться, с одной стороны, желательно выбрать больше, поскольку если потребуется еще раз прочитать эти данные, то они уже и так фактически находятся в кэше. И после модификации эти данные опять же помещаются в быстродействующий кэш. С другой стороны, для большей надежности данные желательно поскорее отправить во внешнюю память, поскольку она энергонезависима и в случае какой-нибудь аварии (например, нарушения питания) данные в оперативной памяти пропадут, в то время как на магнитном диске они с большой вероятностью останутся в безопасности. Количество буферов, составляющих кэш, ограничено, поэтому возникает ситуация, когда вновь прочитанные или записываемые новые секторы данных должны будут заменить данные в этих буферах. Возможно использование различных дисциплин, в соответствии с которыми будет назначен какой-либо буфер под вновь затребованную операцию кэширования.

Кэширование дисковых операций может быть существенно улучшено за счет введения техники упреждающего чтения (read ahead). Она основана на чтении с диска гораздо большего количества данных, чем на самом деле запросила операционная система или приложение. Когда некоторой программе требуется считать с диска только один сектор, программа кэширования читает еще и несколько дополнительных блоков данных. А операции последовательного чтения нескольких секторов фактически несущественно замедляют операцию чтения затребованного сектора с данными. Поэтому, если программа вновь обратится к диску, вероятность того, что нужные ей данные уже находятся в кэше, достаточно высока. Поскольку передача данных из одной области памяти в другую происходит во много раз быстрее, чем чтение их с диска, кэширование существенно сокращает время выполнения операций с файлами.

Итак, путь информации от диска к прикладной программе пролегает как через буфер, так и через файловый кэш. Когда приложение запрашивает с диска данные, программа кэширования перехватывает этот запрос и читает вместе с необходимыми секторами еще и несколько дополнительных. Затем она помещает в буфер требующуюся задаче информацию и ставит об этом в известность операционную систему. Операционная система сообщает задаче, что ее запрос выполнен и данные с диска находятся в буфере. При следующем обращении приложения к диску программа кэширования прежде всего проверяет, не находятся ли уже в памяти затребованные данные. Если это так, то она копирует их в буфер; если же их в кэше нет, то запрос на чтение диска передается операционной системе. Когда задача изменяет данные в буфере, они копируются в кэш.

В ряде ОС имеется возможность указать в явном виде параметры кэширования, в то время как в других за эти параметры отвечает сама ОС. Так, например, в системе Windows NT нет возможности в явном виде управлять ни объемом файлового кэша, ни параметрами кэширования. В системах Windows 95/98 такая возможность уже имеется, но она представляет не слишком богатый выбор. Фактически мы можем указать только объем памяти, отводимый для кэширования, и объем порции данных (буфер или chunk), из которых набирается кэш. В файле System.ini есть возможность в секции [VCACHE] прописать, например, следующие значения:

[vcache]

MinFileCache=4096

MaxFileCache-32768

ChunkSize=512

Здесь указано, что минимально под кэширование данных зарезервировано 4 Мбайт оперативной памяти, максимальный объем кэша может достигать 32 Мбайт, а размер данных, которыми манипулирует менеджер кэша, равен одному сектору.

В других ОС можно указывать больше параметров, определяющих работу подсистемы кэширования.

Помимо описанных действий ОС может выполнять и работу по оптимизации перемещения головок чтения/записи данных, связанного с выполнением запросов от параллельно выполняющихся задач. Время, необходимое на получение данных с магнитного диска, складывается из времени перемещения магнитной головки на требуемый цилиндр и времени ожидания заданного сектора; временем считывания найденного сектора и затратами на передачу этих данных в оперативную память мы можем пренебречь. Таким образом, основные затраты времени уходят на поиск данных. В мультипрограммных ОС при выполнении многих задач запросы на чтение и запись данных могут идти таким потоком, что при их обслуживании образуется очередь. Если выполнять эти запросы в порядке поступления их в очередь, то вследствие случайного характера обращений к тому или иному сектору магнитного диска мы можем иметь значительные потери времени на поиск данных. Напрашивается очевидное решение: поскольку выполнение переупорядочивания запросов с целью минимизации затрат времени на поиск данных можно выполнить очень быстро (практически этим временем можно пренебречь, учитывая разницу в быстродействии центральной части и устройств ввода/вывода), то необходимо найти метод, позволяющий перестраивать очередь запросов оптимальным образом. Изучение этой проблемы позволило найти наиболее эффективные дисциплины планирования.

Перечислим известные дисциплины, в соответствии с которыми можно перестраивать очередь запросов на операции чтения/записи данных:



  • SSTF (shortest seek time — first) — с наименьшим временем поиска — первым. В соответствии с этой дисциплиной при позиционировании магнитных головок следующим выбирается запрос, для которого необходимо минимальное перемещение с цилиндра на цилиндр, даже если этот запрос не был первым в очереди на ввод/вывод. Однако для этой дисциплины характерна резкая дискриминация определенных запросов, а ведь они могут идти от высокоприоритетных задач. Обращения к диску проявляют тенденцию концентрироваться, в результате чего запросы на обращение к самым внешним и самым внутренним дорожкам могут обслуживаться существенно дольше и нет никакой гарантии обслуживания. Достоинством такой дисциплины является максимально возможная пропускная способность дисковой подсистемы.

  • Scan (сканирование). По этой дисциплине головки перемещаются то в одном, то в другом “привилегированном” направлении, обслуживая “по пути” подходящие запросы. Если при перемещении головок чтения/записи более нет попутных запросов, то движение начинается в обратном направлении.

  • Next-Step Scan — отличается от предыдущей дисциплины тем, что на каждом проходе обслуживаются только запросы, которые уже существовали на момент начала прохода. Новые запросы, появляющиеся в процессе перемещения головок чтения/записи, формируют новую очередь запросов, причем таким образом, чтобы их можно было оптимально обслужить на обратном ходу.

  • C-Scan (циклическое сканирование). По этой дисциплине головки перемещаются циклически с самой наружной дорожки к внутренним, по пути обслуживая имеющиеся запросы, после чего вновь переносятся к наружным цилиндрам. Эту дисциплину иногда реализуют таким образом, чтобы запросы, поступающие во время текущего прямого хода головок, обслуживались не попутно, а при следующем ходе, что позволяет исключить дискриминацию запросов к самым крайним цилиндрам; она характеризуется очень малой дисперсией времени ожидания обслуживания [28]. Эту дисциплину обслуживания часто называют “элеваторной”.

Каталог: assets -> docs
docs -> Инструкция по использованию qiwi кошелька
docs -> Инструкция по борьбе с вредителями хлебных запасов
docs -> Министерство строительства и жкх тульской области
docs -> Прибор "Detox" это устройство, которое обеспечивает полное очищение организма от токсинов и шлаков
docs -> Добро пожаловать в ассоциацию emma
docs -> Отчет о работе Комитета по природопользованию, охране окружающей среды и обеспечению экологической безопасности за 2004 год


Поделитесь с Вашими друзьями:
1   2   3   4   5   6   7   8   9   10   11




База данных защищена авторским правом ©vossta.ru 2022
обратиться к администрации

    Главная страница