Кэш-память

Размер тега кэш-памяти зависит от трех основных факторов: объема кэш-памяти, максимального кэшируемого объема оперативной памяти, а также ассоциативности кэш-памяти. Математически этот размер рассчитывается по формуле:

Stag=log2(Smem*A/Scache),

где Stag - размер одного тега кэш-памяти, в битах; Smem - максимальный кэшируемый объем оперативной памяти, в байтах; Scache - объем кэш-памяти, в байтах; А - ассоциативность кэш-памяти, в каналах.

Отсюда следует, что для системы с 1-Гбайт оперативной памятью и 1-Мбайт кэш-памятью с двухканальной ассоциативностью потребуется 11 бит для каждого тега. Примечательно, что собственно размер строки кэш-памяти никак не влияет на размер тега, но обратно пропорционально влияет на количество тегов. Следует понимать, что размер строки кэш-памяти не имеет смысла делать меньше разрядности системной шины данных, но многократное увеличение размера приведет к чрезмерному засорению кэш-памяти ненужной информацией и излишней нагрузке на системную шину и шину памяти. Кроме того, максимально кэшируемый объем кэш-памяти не обязан соответствовать максимально возможному устанавливаемому объему оперативной памяти в системе. Если возникнет ситуация, когда оперативной памяти окажется больше, чем может быть кэшировано, то в кэш-памяти будет присутствовать информация только из нижнего сегмента оперативной памяти. Именно такой была ситуация с платформой Socket7/Super7. Наборы микросхем для этой платформы позволяли использовать большие объемы оперативной памяти (от 256 Мбайт до 1 Гбайт), в то время как кэшируемый объем часто был ограничен первыми 64 Мбайт (речь идет о B-cache, находящемся на системной плате) по причине использования дешевых 8-бит микросхем теговой SRAM (2 бита из которых резервировалось под указатели действительности и измененности строки). Это приводило к ощутимому падению производительности.

Какая информация содержится в тегах кэш-памяти? Это информация об адресах, но как можно точно отобразить расположение строки кэш-памяти на всем пространстве кэшируемого объема оперативной памяти, используя столь незначительное количество адресных битов? Это понятие является фундаментальным в понимании принципов функционирования кэш-памяти. Рассмотрим предыдущий пример, с 11-бит тегами. Учитывая логическое сегментирование благодаря двухканальной ассоциативности, можно рассматривать данную кэш-память как состоящую из двух независимых сегментов по 512 Кбайт каждый. Представим оперативную память как состоящую из "страниц" по 512 Кбайт каждая - их будет соответственно 2048 штук. Далее, Iog2 (2048) = 11 (основание логарифма равно 2, так как возможны только два логических состояния каждого бита). Это означает, что фактически тег - не номер отдельной строки кэш-памяти, а номер "страницы" памяти, на которую отображается та или иная строка. Другими словами, в пределах "страницы" сохраняется прямое соответствие ее "строк" с соответствующими строками кэш-памяти, т. е. п-я строка кэш-памяти соответствует n-й "строке" данной "страницы" оперативной памяти.

Рассмотрим механизм работы кэш-памяти разных видов ассоциативности. Допустим, имеется абстрактная модель с восемью строками кэш-памяти и 64 эквивалентными строками оперативной памяти. Требуется поместить в кэш строку 9 оперативной памяти (заметим, что все строки нумеруются от нуля и по возрастающей). В модели с прямым отображением эта строка может занять только одно место: 9 mod 8=1 (вычисление остатка от деления нацело), т. е. место строки 1. Если взять модель с двухканальной ассоциативностью, то эта строка может занять одно из двух мест: 9 mod 4=1, т. е. строку 1 любого канала (сегмента). Полноассоциативная модель предоставляет свободу для размещения, и данная строка может занять место любой из восьми имеющихся. Другими словами, фактически имеется 8 каналов, каждый из которых состоит из 1 строки.

Ни одна из вышеуказанных моделей не позволит, разумеется, поместить в кэш больше строк, чем он физически в состоянии разместить, они лишь предлагают различные варианты, различающиеся балансом эффективности использования кэша и скорости доступа к нему.

Типы подключения кэш-памяти

Количество портов чтения-записи кэш-памяти - показатель того, сколько одновременных операций чтения-записи может быть обработано. Хотя жестких требований и нет, определенное соответствие набору функциональных устройств ЦП должно прослеживаться, так как отсутствие свободного порта во время исполнения команды приведет к вынужденному простою.

Существует два основных способа подключения кэшпамяти к ЦП для чтения: сквозной и побочный (Look-Through и Look-Aside). Суть первого в том, что при необходимости данные сначала запрашиваются у контроллера кэш-памяти самого высокого уровня, который проверяет состояние подключенных тегов и возвращает либо нужную информацию, либо отрицательный ответ, и в этом случае запрос перенаправляется в более низкий уровень иерархии кэш-памяти или в оперативную память. При реализации второго способа чтения запрос одновременно направляется как кэш-контроллеру самого высокого уровня, так и остальным кэш-контроллерам и контроллеру оперативной памяти. Недостаток первого способа очевиден: при отсутствии информации в кэше высокого уровня приходится повторять запрос, и время простоя ЦП увеличивается. Недостаток второго подхода - высокая избыточность операций и, как следствие, "засорение" внутренних шин ЦП и системной шины ненужной информацией. Логично предположить, что если для кэшей L1 оптимальна сквозная схема, то для T-cache или B-cache побочная схема может оказаться более выгодной. Для S-cache выбор неоднозначен.

Различают также локальный и удаленный кэш. Локальным называют кэш, находящийся либо в ядре ЦП, либо на той же кремниевой подложке или в корпусе ЦП, удаленным - размещенный на системной плате. Соответственно локальным кэшем управляет контроллер в ядре ЦП, а удаленным - НМС системной платы. Локальный кэш с точки зрения быстродействия предпочтительнее, так как интерфейс к удаленному кэшу обычно мультиплексируется с системной шиной. С одной стороны, когда другой ЦП захватывает общую системную шину или какой-либо периферийный контроллер обращается к памяти напрямую, удаленный кэш может оказаться временно недоступным. С другой - такой кэш легче использовать в многопроцессорных системах.

Существуют два распространенных способа записи в кэш: сквозной (Write-Through) и обратной (Write-Back) записи. В первом случае информация одновременно сохраняется как в текущий, так и в более низкий уровень иерархии кэш-памяти (или прямо в оперативную память при отсутствии такового). Во втором - данные сохраняются только в текущем уровне кэш-памяти, при этом возникает ситуация, когда информация в кэше и оперативной памяти различается, причем последняя становится устаревшей. Для того чтобы при сбросе кэша информация не была необратимо потеряна, к каждой строке кэша добавляется "грязный" бит (dirty bit, иначе известный как modified). Он нужен для обозначения того, соответствует ли информация в кэше информации в оперативной памяти, и следует ли ее записать в память при сбросе кэша.

Также следует упомянуть способ резервирования записи (write allocation). При записи данных в оперативную память часто возникает ситуация, когда записываемые данные могут скоро понадобиться, и тогда их придется довольно долго подгружать. Резервирование записи позволяет частично решить эту проблему: данные записываются не в оперативную память, а в кэш. Строка кэша, вместо которой записываются данные, полностью выгружается в оперативную память. Так как вновь записанных данных обычно недостаточно для формирования полной строки кэша, из оперативной памяти запрашивается недостающая информация. Когда она получена, новая строка записывается, и тег обновляется. Определенных преимуществ или недостатков такой подход не имеет - иногда это может дать незначительный прирост производительности, но также и привести к засорению кэша ненужной информацией.

Сегментирование кэш-памяти и быстродействие жестких дисков

В первой части данного обзора мы познакомились с режимом Performance Mode у SCSI-дисков Seagate Cheetah со скоростью вращения 10 000 и 15 000 об./мин -- Cheetah 10K.7 и Cheetah 15K.4. Напомню, что утилита Seagate SeaTools Enterprise позволяет пользователю управлять политикой кэширования и, в частности, переключать новейшие SCSI-диски Seagate между двумя разными моделями кэширования -- Desktop Mode и Server Mode. Этот пункт в меню SeaTools носит название Performance Mode (PM) и может принимать два значения -- On (Desktop Mode) и Off (Server Mode). Отличия между этими двумя режимами чисто программные -- в случае Desktop Mode кэш-память жесткого диска разбивается на фиксированное число сегментов постоянного (одинакового) объема и далее они используются для кэширования обращений при чтении и записи. Причем, в отдельном пункте меню пользователь даже может сам назначать количество сегментов (управлять сегментированием кэша): например, вместо дефолтных 32-х сегментов проставить другое значение (при этом объем каждого сегмента пропорционально уменьшится).

В случае же Server Mode сегменты буфера (кэша диска) могут динамически (пере)назначаться, меняя при этом свой размер и количество. Микропроцессор (и микропрограмма) диска сами динамически оптимизируют количество (и емкость) сегментов кэш-памяти в зависимости от поступающих для исполнения на диск команд.

Тогда мы смогли выяснить, что использование новых накопителей Seagate Cheetah в режиме «Desktop» (при фиксированном сегментировании по умолчанию -- на 32 сегмента) вместо дефолтного «Server» с динамическим сегментированием способно немного поднять производительность дисков в ряде задач, более характерных для настольного компьютера или медиа-серверов. Причем, эта прибавка порой может достигать 30-100% (!) в зависимости от типа задачи и модели диска, хотя в среднем она оценивается величиной 30%, что, согласитесь, тоже неплохо. Среди таких задач -- рутинная работа настольного ПК (тесты WinBench, PCmark, H2bench), чтение и копирование файлов, дефрагментация. При этом в чисто серверных приложениях производительность накопителей почти не падает (если и падает, то незначительно). Впрочем, заметный выигрыш от использования Desktop Mode мы смогли наблюдать только на диске Cheetah 10K.7, тогда как ее старшей сестрице Cheetah 15K.4 оказалось почти все равно, в каком из режимов работать над настольными приложениями.

Пытаясь разобраться дальше, как влияет сегментирование кэш-памяти этих жестких дисков на производительность в различных приложениях и какие режимы сегментирования (какое количество сегментов памяти) более выгодно при выполнении тех или иных задач, я исследовал влияние количества сегментов кэш-памяти на производительность диска Seagate Cheetah 15K.4 в широком диапазоне значений -- от 4 до 128 сегментов (4, 8, 16, 32, 64 и 128). Результаты этих исследований и предлагаются вашему вниманию в этой части обзора. Подчеркну, что данные результаты интересны не только сугубо для этой модели дисков (или SCSI-дисков Seagate в целом) -- сегментирование кэш-памяти и выбор количества сегментов -- это одно из основных направлений оптимизации firmware, в том числе, настольных дисков с интерфейсом ATA, которые сейчас также оснащаются преимущественно буфером 8 Мбайт. Поэтому описанные в данной статье результаты производительности накопителя в различных задачах в зависимости от сегментирования его кэш-памяти имеют отношение и к индустрии настольных ATA-накопителей. А поскольку методика испытаний была описана в первой части, переходим непосредственно к самим результатам.

Впрочем, прежде, чем перейти к обсуждению результатов, взглянем чуть подробнее на устройство и работу сегментов кэш-памяти диска Seagate Cheetah 15K.4, чтобы лучше понимать, о чем идет речь. Из восьми мегабайт для собственно кэш-памяти (то есть для кэширующих операций) здесь доступно 7077 Кбайт (остальное -- служебная область). Эта область делится на логические сегменты (Mode Select Page 08h, byte 13), которые используются для чтения и записи данных (для осуществления функций упреждающего чтения с пластин и отложенной записи на поверхность диска). Для обращения к данным на магнитных пластинах сегменты используют именно логическую адресацию блоков накопителя. Диски этой серии поддерживают максимум 64 сегмента кэш-памяти, причем длина каждого сегмента равна целому числу секторов диска. Объем доступной кэш-памяти, по всей видимости, распределяется поровну между сегментами, то есть если сегментов, скажем, 32, то объем каждого сегмента равен примерно 220 Кбайт. При динамической сегментации (в режиме PM=off) количество сегментов может меняться винчестером автоматически в зависимости от потока команд от хоста.

Приложения для серверов и настольных компьютеров требуют различных операций кэширования от дисков для обеспечения оптимальной производительности, поэтому сложно обеспечить единую конфигурацию для наилучшего выполнения этих задач. По мнению Seagate, для «настольных» приложений требуется сконфигурировать кэш-память так, чтобы быстро отвечать на повторяющиеся запросы большого количества небольших сегментов данных без задержек на упреждающее чтение смежных сегментов. В серверных задачах, напротив, требуется так сконфигурировать кэш, чтобы обеспечить поступление больших объемов последовательных данных в неповторяющихся запросах. В этом случае более важна способность кэш-памяти хранить больше данных из смежных сегментов при упреждающем чтении. Поэтому для Desktop Mode производитель рекомендует использовать 32 сегмента (в ранних версиях Cheetah использовались 16 сегментов), а для Server Mode адаптивное количество сегментов стартует всего с трех на весь кэш, хотя в процессе работы может и увеличиваться. Мы в своих экспериментах по поводу влияния количества сегментов на производительность в различных приложениях ограничимся диапазоном от 4 сегментов до 64 сегментов, а в качестве проверки «прогоним» диск также при 128 сегментах, установленных в программе SeaTools Enterprise (программа при этом не сообщает, что данное количество сегментов в этом диске недопустимо).

Увеличение производительности кэш-памяти

Формула для среднего времени доступа к памяти в системах с кэш-памятью выглядит следующим образом:

Среднее время доступа = Время обращения при попадании + Доля промахов x Потери при промахе

Эта формула наглядно показывает пути оптимизации работы кэш-памяти: сокращение доли промахов, сокращение потерь при промахе, а также сокращение времени обращения к кэш-памяти при попадании. На рисунке 5.38 кратко представлены различные методы, которые используются в настоящее время для увеличения производительности кэш-памяти. Использование тех или иных методов определяется прежде всего целью разработки, при этом конструкторы современных компьютеров заботятся о том, чтобы система оказалась сбалансированной по всем параметрам.

Зачем увеличивать кэш ?

Первичная причина увеличения объема встроенного кэша может заключаться в том, что кэш-память в современных процессорах работает на той же скорости, что и сам процессор. Частота процессора в этом случае никак не меньше 3200 MГц. Больший объем кэша позволяет процессору держать большие части кода готовыми к выполнению. Такая архитектура процессоров сфокусирована на уменьшении задержек, связанных с простоем процессора в ожидании данных. Современные программы, в том числе игровые, используют большие части кода, который необходимо извлекать из системной памяти по первому требованию процессора. Уменьшение промежутков времени, уходящих на передачу данных от памяти к процессору, - это надежный метод увеличения производительности приложений, требующих интенсивного взаимодействия с памятью. Кэш L3 имеет немного более высокое время ожидания, чем L 1 и 2, это вполне естественно. Хоть он и медленнее, но все-таки он значительно более быстрый, чем обычная память. Не все приложения выигрывают от увеличения объема или скорости кэш-памяти. Это сильно зависит от природы приложения.

Если большой объем встроенного кэша - это хорошо, тогда что же удерживало Intel и AMD от этой стратегии ранее? Простым ответом является высокая себестоимость такого решения. Резервирование пространства для кэша очень дорого. Стандартный 3.2GHz Northwood содержит 55 миллионов транзисторов. Добавляя 2048 КБ кэша L3, Intel идет на увеличение количества транзисторов до 167 миллионов. Простой математический расчет покажет нам, что EE - один из самых дорогих процессоров.

Сайт AnandTech провел сравнительное тестирование двух систем, каждая из которых содержала два процессора - Intel Xeon 3,6 ГГц в одном случае и AMD Opteron 250 (2,4 ГГц) - в другом. Тестирование проводилось для приложений ColdFusion MX 6.1, PHP 4.3.9, и Microsoft .NET 1.1. Конфигурации выглядели следующим образом:

AMD

- Dual Opteron 250;

- 2 ГБ DDR PC3200 (Kingston KRX3200AK2);

- системная плата Tyan K8W;

- ОС Windows 2003 Server Web Edition (32 бит);

- 1 жесткий IDE 40 ГБ 7200 rpm, кэш 8 МБ

Intel

- Dual Xeon 3.6 ГГц;

- 2 ГБ DDR2;

- материнская плата Intel SE7520AF2;

- ОС Windows 2003 Server Web Edition (32 бит);

- 1 жесткий IDE 40 ГБ 7200 rpm, кэш 8 МБ

На приложениях ColdFusion и PHP, не оптимизированных под ту или иную архитектуру, чуть быстрее (2,5-3%) оказались Opteron'ы, зато тест с .NET продемонстрировал последовательную приверженность Microsoft платформе Intel, что позволило паре Xeon'ов вырваться вперед на 8%. Вывод вполне очевиден: используя ПО Microsoft для веб-приложений, есть смысл выбрать процессоры Intel, в других случаях несколько лучшим выбором будет AMD.

Больше - не всегда лучше

Частота промахов при обращении к кэш-памяти может быть значительно снижена за счет увеличения емкости кэша. Но большая кэш-память требует больше энергии, генерирует больше тепла и увеличивает число бракованных микросхем при производстве.

Один из способов обойти эти трудности -- передача логики управления кэш-памятью от аппаратного обеспечения к программному.

«Компилятор потенциально в состоянии анализировать поведение программы и генерировать команды по переносу данных между уровнями памяти», -- отметил Шен.

Управляемая программным образом кэш-память сейчас существует лишь в исследовательских лабораториях. Возможные трудности связаны с тем, что придется переписывать компиляторы и перекомпилировать унаследованный код для всех процессоров нового поколения.

Выводы

Анализ изложенного выше материала позволяет сделать заключение, что в соответствии с каноническими теориями, современные производители широко используют кэш-память при построении новейших процессоров. Во многом, их превосходные характеристики по быстродействию достигаются именно благодаря применению кэш-памяти второго и даже третьего уровня. Этот факт подтверждает теоретические выкладки Гарвардского университета о том, что ввиду действия принципа локальности информации в современных компьютерах применение кэш-памяти смешанного типа позволяет добиться превосходных результатов в производительности процессоров и снижает частоту необходимых обращений к основной памяти.

Налицо широкие перспективы дальнейшего применения кэш-памяти в машинах нового поколения, однако существующая проблематика невозможности бесконечного увеличения кэша, а также высокая себестоимость изготовления кэша на одном кристалле с процессором, ставит перед конструкторами вопросы о некоем качественном, а не количественном видоизменении или скачке в принципах, либо огранизации кэш-памяти в процессорах будущего.

Дефрагментация диска

Дефрагментатор дисков выполняет поиск фрагментированных файлов и папок на локальных томах. Фрагментированные файл или папка разделены на множество частей и разбрасаны по всему тому.

Если том содержит много фрагментированных файлов и папок, системе требуется большее время для обращения к ним, поскольку приходится выполнять дополнительные операции чтения с диска их отдельных частей. На создание файлов и папок также уходит больше времени, поскольку свободное пространство на диске состоит из разрозненных фрагментов. Системе приходится сохранять новые файлы и папки в разных местах тома.

Дефрагментатор дисков перемещает разрозненные части каждого файла или папки в одно место тома, после чего файлы и папки занимают на диске единое последовательное пространство. В результате доступ к файлам и папкам выполняется эффективнее. Объединяя отдельные части файлов и папок, программа дефрагментации также объединяет в единое целое свободное место на диске, что делает менее вероятной фрагментацию новых файлов.

Процесс поиска и объединения фрагментированных файлов и папок называется дефрагментацией. Время, необходимое для дефрагментации тома, зависит от нескольких факторов, в том числе от его размера, общего числа файлов, степени фрагментации и доступных системных ресурсов. Перед выполнением дефрагментации можно найти все фрагментированные файлы и папки, проанализировав том. Полученные сведения позволят узнать, как много фрагментированных файлов и папок содержит том, и решить, следует ли выполнять дефрагментацию.

С помощью программы дефрагментации можно преобразовать тома, использующие файловые системы FAT, FAT32 и NTFS.

Для запуска программы дефрагментации диска необходимо через кнопки ПУСК, ПРОГРАММЫ, СТАНДАРТНЫЕ выйти на панель СЛУЖЕБНЫЕ

и запустить ДЕФРАГМЕНТАЦИЯ ДИСКА.

Рис. 1.1. Общий вид панели дефрагментации.

Целями дефрагментации дисков являются:

1. анализ состояния каталогов и файлов на диске;

2. выполнение операций перезаписи информации в интересах увеличения объема сплошных областей свободного пространства.

Для проведения фрагментации следует выбрать любой из дисков кроме системного.

Непосредственно перед дефрагментацией необходимо провести анализ выбранного диска и получить отчет о работе программы анализа.

Рис. 1.2. Панель дефрагментации с результатами анализа диска.

В результате анализа на панели дефрагментации отображается распределение:

· Фрагментированной

· Нефрагментированной

· Системной информации

· Свободных областей памяти.

Далее запускается программа дефрагментации и выводится отчет о ее работе.

Рис. 1.3. Панель дефрагментации с отчетом

Далее следуют отчеты результатов анализа и дефрагментации диска Е:

Том (E:) до дефрагментации:

Размер тома = 30,58 ГБ

Размер кластера = 4 КБ

Занято = 21,23 ГБ

Свободно = 9,35 ГБ

Процент свободного места = 30 %

Фрагментация тома

Всего фрагментировано = 1 %

Фрагментация файлов = 3 %

Фрагментация свободного места = 0 %

Фрагментация файлов

Всего файлов = 6 720

Средний размер файла = 4 МБ

Всего фрагментировано файлов = 23

Всего лишних фрагментов = 105

В среднем фрагментов на файл = 1,01

Фрагментация файла подкачки

Размер файла подкачки = 0 байт

Всего фрагментов = 0

Фрагментация папок

Всего папок = 307

Фрагментировано папок = 39

Лишних фрагментов папок = 317

Фрагментация MFT (Master File Table)

Общий размер MFT = 26 МБ

Счетчик записей MFT = 7 049

Процент использования MFT = 26 %

Всего фрагментов MFT = 2

--------------------------------------------------------------------------------

Фрагментов Размер файла Наиболее фрагментированные файлы

44 180 КБ \Need for Speed Most Wanted\SOUND\ENGINE

31 7 МБ \System Volume Information\RP32\A0020244.exe

29 120 КБ \age of mythology\Eng\history\units

29 120 КБ \age of mythology\locale\history\units

28 116 КБ \age of mythology\Eng\history\techs

28 116 КБ \age of mythology\locale\history\techs

25 108 КБ \Need for Speed Most Wanted\TRACKS\L2RA

11 44 КБ \2\Katjuha 2005

10 625 КБ \System Volume Information\RP32\A0020265.exe

10 69 КБ \Thumbs.db

9 548 КБ \System Volume Information\RP32\A0020243.exe

9 40 КБ \Need for Speed Most Wanted\NIS

8 36 КБ \Need for Speed Most Wanted\European Help Files\Sv

8 36 КБ \Need for Speed Most Wanted\European Help Files\pt-br

8 36 КБ \Need for Speed Most Wanted\European Help Files\pt

8 36 КБ \Need for Speed Most Wanted\European Help Files\NL

8 126 КБ \System Volume Information\RP34\change.log.2

8 36 КБ \Need for Speed Most Wanted\European Help Files\Da

8 36 КБ \Need for Speed Most Wanted\European Help Files\en-uk

8 36 КБ \Need for Speed Most Wanted\European Help Files\De

8 36 КБ \Need for Speed Most Wanted\European Help Files\fr-fr

8 36 КБ \Need for Speed Most Wanted\European Help Files\Fi

8 36 КБ \Need for Speed Most Wanted\European Help Files\es

7 32 КБ \Need for Speed Most Wanted\EA Help

7 28 КБ \Need for Speed Most Wanted\CARS

7 60 КБ \2\@1@

6 372 КБ \System Volume Information\RP32\A0020250.dll

6 336 КБ \System Volume Information\RP32\A0020247.exe

6 64 КБ \2\@@@@

5 316 КБ \System Volume Information\RP32\A0020241.exe

Том (E:) после дефрагментации:

Размер тома = 30,58 ГБ

Размер кластера = 4 КБ

Занято = 21,23 ГБ

Свободно = 9,35 ГБ

Процент свободного места = 30 %

Фрагментация тома

Всего фрагментировано = 0 %

Фрагментация файлов = 0 %

Фрагментация свободного места = 0 %

Фрагментация файлов

Всего файлов = 6 720

Средний размер файла = 4 МБ

Всего фрагментировано файлов = 0

Всего лишних фрагментов = 0

В среднем фрагментов на файл = 1,00

Фрагментация файла подкачки

Размер файла подкачки = 0 байт

Всего фрагментов = 0

Фрагментация папок

Всего папок = 307

Фрагментировано папок = 1

Лишних фрагментов папок = 0

Фрагментация MFT (Master File Table)

Общий размер MFT = 26 МБ

Счетчик записей MFT = 7 049

Процент использования MFT = 26 %

Всего фрагментов MFT = 2

--------------------------------------------------------------------------------

Фрагментов Размер файла Файлы, которые не могут быть дефрагментированы

отсутствует

Вывод

Из отчетов видно, что после дефрагментации диска Е: фрагментированных файлов не осталось. Произошла полная дефрагментация диска.

Литература

1. Э.Танненбаум,Современные операционные системы, СПб: Питер, 2002. - 1024 с.

2. Р.Столлинз Операционные системы. М.: Вильямз, 2002. - 600 с.

3. В.Г.Олифер, Н.А.Олифер Сетевые операционные системы. СПб: Питер, 2001.- 554 с.

4. А. Шоу. Логическое проектирование операционніх систем. М.: „МИР”, 1981.- 360 с.

5. Казарин О.В. Безопасность программного обеспечения компьютерных систем. : Москва, МГУЛ, 2003, 212 с.

6. Конспект лекций.

7. Справочная система Windows XP.