Gestión de memoria

Índice

1. Objetivos del sistema de gestión de memoria2. Modelo de memoria de un proceso3. Esquemas de memoria basados en asignación

contigua4. Memoria virtual5. Archivos proyectados en memoria6. Servicios de gestión de memoria

1. Objetivos del sistema de gestión de memoria

• En sistemas con multiproceso, el S.O. debe “repartir” los recursos entre los procesos existentes:– Reparto de procesador: Gestión de procesos– Reparto de memoria: Gestión de memoria

• Objetivos del Gestor de MemoriaA. Espacios lógicos independientesB. Protección entre procesosC. Compartición de Memoria (procesos ligeros)D.Soporte a las regiones del procesoE. Maximizar el grado de multiprogramaciónF. Mapas de memoria de un tamaño adecuado

(normalmente grandes)


A.Espacios lógicos independientes• A priori no se conoce la posición de memoria que ocupará un

programa cuando vaya a ejecutarse (estado de ocupación de la memoria)

• Código en ejecutable genera referencias entre 0 y N• Ejemplo: Programa que copia un vector

LO AD R1, #1000LO AD R2, #2000LO AD R3, /1500LO AD R4, [R1]STO RE R4, [R2]INC R1INC R2DEC R3JNZ /12.................

Cabecera

Fichero E jecutable

04....96100104108112116120124128132136

–Vector destino a partir de dirección 2000

–Tamaño del vector en dirección 1500

–Vector origen a partir de dirección 1000


Se supone que el código del SO reside en las posiciones más altas.

El programa se carga en la posición 0 y para que se ejecute ha de pasársele el control (es decir, que el contador del programa apunte a esta posición).

• Problema:Como se ve, no coinciden las direcciones usadas en el programa con la posición a partir de la cual se carga el programa. Suponer por ejemplo, que el programa se cargara a partir de la posición 10000....

• Solución: Reubicación de direcciones lógicas a físicas

LO AD R1, #1000LO AD R2, #2000LO AD R3, /1500LO AD R4, [R1]STO RE R4, [R2]INC R1INC R2DEC R 3JNZ /12.................

M em oria

04812162024283236....

Sistema Operativo


• Reubicación: Traducir direcciones lógicas a direcciones físicas dependientes del hardware mediante una función de traducción. La reubicación permite crear un espacio lógico independiente para cada proceso y el S.O. debe poder acceder a los espacios lógicos para realizar la traducción.– Direcciones lógicas: direcciones de memoria generadas por el

programa– Direcciones físicas: direcciones de memoria principal asignadas

• Función de traducción:

Traducción(IdProc, dir_lógica) dir_física– Ejemplo:

El programa tiene asignada memoria a partir de la dirección 10000Reubicación: sumar 10000 a direcciones lógicas

– Implementación:o Hardwareo Software


• Reubicación Hardware: la MMU (memory management unit) se encarga de la traducción

• Proceso:– Programa se carga en memoria sin modificar– El S.O. almacena por cada proceso su función de traducción– El S.O. especifica a la MMU qué función aplicar para cada proceso


M em oria

10000100041000810012100161002010024100281003210036..........

Procesador

R. Instrucción

HW traducción

LO AD R3, /1500

1150010000

+1500

PC8


• Reubicación software: traducción de direcciones durante carga del programa. Esta solución se usa en sistemas sin el hardware específico de traducción (MMU).

• Proceso: – El programa se carga con las

direcciones ya traducidas– Se genera un código diferente del

programa ejecutable• Desventajas:

– No asegura protección (no se verifica cada dirección a usar, sino que se usan las direcciones generadas tras el proceso de carga)

– No permite mover programa en tiempo de ejecución (suponer que es necesaria la reubicación del espacio asignado al proceso, por necesitar más espacio.....)


M em oria

10000100041000810012100161002010024100281003210036..........


B.Protección entre procesosLa protección es diferente según sea un sistema Mono o Multi programado:

Sistema MonoProgramado: La intrusión se dará solamente entre el programa y el S.O.

Sistema MultiProgramado: La intrusión puede venir tanto de otros procesos como de otros usuarios además del riesgo del sistema Monoprogramado.

• Acciones– La traducción de direcciones debe crear espacios disjuntos– Es necesario validar todas las direcciones que genera el programa

• La detección de alguna intrusión debe realizarla el hardware del procesador (MMU), ya que hay que realizarla en tiempo de ejecución

• El tratamiento de alguna intrusión lo hace el SO– En sistemas con mapa de E/S y memoria común:– Traducción permite impedir que los procesos accedan directamente

a dispositivos de E/S


C. Compartición de Memoria (procesos ligeros)La compartición de memoria entre procesos da soporte a la creación de

procesos ligeros y está controlado por el S.O. • Acciones:

– Las direcciones lógicas de 2 o más procesos se corresponderán con una misma dirección física.

– La memoria asignada a cada proceso no puede ser ya contigua.– La función de traducción en estos casos se va haciendo más

compleja.• Ventajas:

– Procesos ejecutando mismo programa comparten su código

– Mecanismo de comunicación entre procesos muy rápido

zona com partida

zona com partida

zona privada 1

zona privada 2

zona privada 1

zona privada 2

M apa proceso 1

M apa proceso 2

zona com partida

M em oria

zona priv. 1 (P 2)

zona priv. 1 (P 1)

zona priv. 2 (P 1)

zona priv. 2 (P 2)


• Problemas: – Requiere asignación no

contigua– Si la posición de zona

compartida contiene referencia a otra posición de la zona compartida, no se puede saber a qué dirección se refiere puesto que cada proceso ligero verá esa dirección de forma diferente

Ejemplo: Si el código, que es común, contiene una bifurcación, no se podrá determinar a qué dirección se debe saltar, dependiendo del proceso que esté ejecutando el código

zona com partida

zona com partida

M apa proceso 1

M apa proceso 2

zona com partida

M em oria

1000

2000

¿1100 ó 2100?10000

10100

lógico físico


D. Soporte de las regiones del proceso

El mapa de memoria de un proceso no es homogéneo, ya que las regiones

contienen diferentes tipos de información (código, datos y pila

normalmente) y poseen diferentes características• Acciones:

– Hacer mapa de memoria dinámico:• Regiones cambian de tamaño (p.ej. pila)• Se crean y destruyen regiones (el sistema de memoria debe

controlar qué regiones están presentes, así como su tamaño)• Existen zonas sin asignar (huecos, con carácter dinámico)

– Detectar accesos no permitidos a una región ( de sólo lectura por ej)– Detectar accesos a huecos– Evitar reservar espacio para huecos– Guardar y gestionar una tabla de regiones para cada proceso


El reparto de memoria debe ser tal que maximize el grado de multiprogramación para evitar el desperdicio de memoria

• Memoria desperdiciada– Restos (huecos) inutilizables

(fragmentación)– Tablas requeridas por gestor de

memoria• Acciones

– Crear bloques de asignación de menor tamaño

– Gestionar las tablas de asignación más eficientemente

– Se opta por la paginación– Uso de memoria virtual para

aumentar grado de multiprogramación

Dirección 50 del proceso 4

D irección 10 del proceso 6



D irección 0 de l proceso 12





.........................................

.........................................

M em oria

0

1

2

3

4

5

6

N-1

N

Aprovechamiento de memoria óptimo es irrealizable!!!!

Tablas de gestión demasiado grandes


E. Maximizar el grado de multiprogramación

F. Mapas de memoria de un tamaño adecuado (normalmente grandes)

Los procesos necesitan cada vez mapas más grandes: aplicaciones más novedosas, más recursos gráficos, más carga computacional....

• Acciones– Utilizar Memoria Virtual– Hacer que el usuario disponga virtualmente de una enorme cantidad

de memoria física

• Otras opciones (antigua)– Overlays

• Programa dividido en fases que se ejecutan sucesivamente• En cada momento sólo hay una fase residente en memoria• Cada fase realiza su labor y carga la siguiente• No es transparente: Toda la labor realizada por programador


2. Modelo de memoria de un proceso

2.1. Introducción2.2. Fases en la generación de un ejecutable2.3. Mapa de memoria de un proceso2.4. Operaciones sobre regiones

2.1. Introducción

– El S.O. es el responsable de la gestión de memoria de

cualquier proceso.

– El mapa inicial de memoria de un proceso está relacionado

con el archivo ejecutable que generará el proceso

– ¿Cómo generar el mapa de memoria inicial a partir del

ejecutable?

– ¿Cómo se organiza el mapa de memoria?

– ¿Cuáles son sus características básicas?

– ¿Qué operaciones se pueden realizar en el mapa de

memoria?

Modelo de memoria de un proceso

• Aplicación: conjunto de módulos en lenguaje de alto nivel• Procesado en dos fases: Compilación y Montaje

• Compilación:– Se asignan direcciones a los

símbolos definidos– Resuelve referencias a los

símbolos de cada módulo– Genera módulo objeto

• Montaje (o enlace): – Resuelve referencias entre

módulos objeto– Resuelve referencias a símbolos

de bibliotecas– Genera resultado (archivo

ejecutable), que incluye las bibliotecas usadas

M ódulofuente A

M ódulofuente B

Com pilador

M óduloobjeto A

M óduloobjeto B

M ontador

Ficheroejecutable

Bibliotecas

2.2. Fases en la generación de un ejecutable


• Tipos:Estáticas: el montaje enlaza los módulos objeto

del programa y de las bibliotecas, dando como resultado un ejecutable autocontenido.

• Desventajas: – Ejecutables grandes– Código de función de biblioteca

repetido – Múltiples copias en memoria del

código de función de biblioteca– La actualización de biblioteca

implicaría volver a montar

M ain

C ódigoFunción A

Función B

Función de b ib lio teca F1

Función de b ib lio teca F2


Biblioteca: colección de módulos objeto relacionados. Algunas bibliotecas son proporcionadas a los usuarios (bibliotecas) del sistema, mientras que otras habrán sido creadas por los usuarios (propias) (por ejemplo, bibliotecas de entrada salida, incluyendo las funciones como printf, getchar, etc, o las llamadas al sistema de POSIX)

Dinámicas: la carga y montaje se hace en tiempo de ejecución. El ejecutable contiene únicamente el nombre de la biblioteca y la rutina de carga y montaje en tiempo de ejecución

• Proceso de carga:– La rutina de carga y montaje incorpora la biblioteca

correspondiente.– Se ajustan las instrucciones que realizan las referencias

a dicho símbolo, de forma que las próximas referencias accedan al símbolo de biblioteca correspondiente, sin que sea necesario activar de nuevo el proceso de montaje de la biblioteca.

– Para evitar modificar el código del programa, en este proceso, se suelen utilizar referencias indirectas mediante una tabla que recoge todos los símbolos correspondientes a bibliotecas dinámicas. Hay que tener en cuenta que en algunos S.O. los segmentos de código ejecutables no son modificables


• Ventajas:

– Menor tamaño ejecutables– Código de rutinas de biblioteca sólo en archivo de biblioteca– Procesos pueden compartir código de biblioteca– Actualización automática de bibliotecas: uso de versiones.

Suele haber en un sistemas varias versiones de la misma biblioteca. Cuando un programa hace referencia a uno de sus símbolos, se busca la versión adecuada

• Desventajas:

– Mayor tiempo de ejecución debido a carga y montaje. Se trata de un retraso tolerable, ya que se compensan el resto de las ventajas

– Ejecutable no autocontenido


• Forma de uso :1. Enlace dinámico implícito: Se especifica en tiempo de

montaje qué biblioteca usar, pero se pospone su carga y montaje a tiempo de ejecución.

2. Uso explícito:» Requerido por aplicaciones que determinan en tiempo

de ejecución qué bibliotecas deben usar» No se especifica la biblioteca en mandato de montaje» Es el programa quien solicita la carga de bibliotecas

mediante servicio del sistema (dlopen en UNIX y LoadLibrary en Win32)

» El acceso a los símbolos de la biblioteca ya no es transparente, sino que se ha de hacer desde el propio programa, mediante los servicios apropiados del sistema (dlsym en UNIX y GetProcAddress en Win32)


• El uso de bibliotecas dinámicas es transparente. Es decir, los mandatos de compilación y montaje son idénticos que en el caso de las estáticas

• Si la biblioteca dinámica contiene referencias internas (a símbolos definidos en la misma) existe el problema, ya comentado, de la zona compartida con autoreferencias

• Tres posibles soluciones:1. A cada biblioteca dinámica se le asigna un rango de direcciones

fijo• Inconveniente: Poco flexible

2. En montaje en tiempo de ejecución se reajustan autoreferencias• Inconveniente: Impide compartir código de biblioteca

3. Crear biblioteca con código independiente de posición (PIC)• Se genera código con direccionamiento relativo a registro• Inconveniente (tolerable): direccionamiento relativo menos

eficiente


Ficheros ejecutables

• Distintos fabricantes usan diferentes formatos

– Ejemplo: En Linux Executable and Linkable Format (ELF)

• Estructura: Cabecera y conjunto de secciones

• Cabecera: información de control que permite interpretar el contenido del ejecutable. Suele incluir la siguiente información:– Número mágico que identifica a ejecutable. Por ejemplo, en

formato ELF el primer byte debe contener el valor hexadecimal 7f, los tres siguientes los caracteres E, L y F

– Punto de entrada del programa: es decir, el valor que inicialmente contendrá el contador del programa

– Tabla de secciones. Para cada una de ellas se especifica: tipo, dirección de comienzo en el archivo y tamaño.

Ejemplo:» Tabla de símbolos para depuración» Lista de bibliotecas dinámicas usadas


Cabecera

Fichero EjecutableNúm ero m ágico

Contador de program a inicial

Tabla de secciones

Código

Datos con valor inicial

Tabla de sím bolos

....................

CódigoDatos con v.i.Datos sin v.i....................... ........ ........

T. Sím bolos

10005000------

8000

40001000500

1000

Despl. Tam .

. . . . . . . . . . . . . . . .

0

1000

5000

8000

Secciones


• Las secciones más relevantes se volcarán en el mapa de memoria del proceso: código, datos con valor inicial y datos sin valor inicial

– Código (texto): contiene el código del programa

– Datos con valor inicial: variables globales inicializadas

– Datos sin valor inicial: variables globales no inicializadas: aunque aparece en la tabla de secciones no se almacena en el ejecutable, ya que su contenido no es relevante

• No hay sección vinculada a variables locales, ya que estas tienen carácter dinámico (se crearán en la pila del proceso, cuando los procedimientos en que aparecen sean invocados)


• Variables globales– Estáticas– Se crean al iniciarse programa– Existen durante toda la ejecución del proceso– Dirección fija en memoria y en ejecutable

• Variables locales y parámetros– Dinámicas– Se crean al invocar la función– Se destruyen al retornar– La dirección se calcula en tiempo de ejecución– Recursividad: varias instancias de una variable


• Ejemplo:

int x=8; /* Variable global con valor inicial */ int y; /* Variable global sin valor inicial */

f(int t){ /* Parámetro */ int z; /* Variable local */ ....... } main(){ ....... }


• El mapa de memoria o imagen del proceso estará compuesto por un conjunto de regiones o segmentos; cada una de ellas almacena cierto tipo de información

• Cada región:

– Tiene asociada una información (un “objeto de memoria”)– Consiste en una zona contigua tratada como unidad al proteger o

compartir– Se caracteriza por:

• Dirección de comienzo y tamaño inicial• Soporte: donde se almacena su contenido inicial (soporte en

archivo y sin soporte, es decir, objeto sin contenido inicial)• Protección: RWX• Uso compartido o privado• Tamaño fijo o variable

2.3. Mapa de memoria de un proceso


• La ejecución de un programa crea un mapa de memoria a partir del archivo ejecutable. Cada sección del ejecutable da lugar a una región del mapa inicial.

– Código (texto): compartida, lectura y ejecución, tamaño fijo, soporte en archivo ejecutable

– Datos con valor inicial: privada, lectura y escritura, tamaño fijo, soporte en archivo ejecutable

– Datos sin valor inicial: privada, lectura y escritura, tamaño fijo, sin soporte (se rellena a ceros en algunos lenguajes)

– Pila: privada, lectura y escritura, tamaño variable, sin soporte. Crece hacia direcciones más bajas. La pila inicial sólo contiene los argumentos de llamada al programa


Cabecera

Fichero ejecutable0

1000

5000

Secciones

8000

Número mágico

Contador de programa inicial

Tabla de secciones

Código

Datos con valorinicial

Tabla de símbolos

Mapa de memoria0

4000

5000

Código

Pila

Datos con valorinicial

Datos sin valorinicial

5500

Argumentos del programa


• Durante ejecución de proceso se crean nuevas regiones. Es decir, el mapa de memoria tiene un carácter dinámico. Las nuevas regiones creadas en tiempo de ejecución pueden ser:– Región de Heap

• Soporte de memoria dinámica (malloc en C)• Privada, lectura y escritura, tamaño variable, sin soporte (inicializada a

cero)• Crece hacia direcciones más altas

– Archivo proyectado• Región asociada al archivo proyectado • Tamaño variable, soporte en archivo• Protección y carácter compartido o privado especificado en la proyección

– Memoria compartida• Región asociada a la zona de memoria compartida• Compartida, tamaño variable, sin soporte (inicializada a 0)• Protección especificada en proyección

– Pilas de threads• Cada pila de thread corresponde con una región. • Estas regiones constan de las mismas características que las asociadas a

la pila del proceso


Región Soporte Protección Comp/ Priv Tamaño

Código Fichero RX Compartida Fijo

Dat. con v.i. Fichero RW Privada Fijo

Dat. sin v.i. Sin soporte RW Privada Fijo

Pilas Sin soporte RW Privada Variable

Heap Sin soporte RW Privada Variable

F. Proyect. Fichero por usuario Comp./Priv. Variable

M. Comp. Sin soporte por usuario Compartida Variable


Para estudiar la evolución del mapa de memoria a lo largo de la ejecución de un proceso, se pueden distinguir las siguientes operaciones:

– Crear región: Implícitamente al crear mapa inicial (por parte del SO) o por solicitud del programa en tiempo de ejecución de ejecución (por ejemplo, al cargar una biblioteca dinámica)

– Eliminar región: Implícitamente al terminar el proceso o por solicitud del programa en tiempo de ejecución (por ejemplo, al desproyectar un archivo)

– Cambiar tamaño de la región: Implícitamente para la pila o por solicitud del programa para el heap (cuando se hace malloc)

– Duplicar región: Operación requerida por el servicio fork de POSIX

2.4. Operaciones sobre regiones


3. Esquemas de memoria basados en asignación contigua

3.1. Esquema hardware3.2. Gestión del SO3.3. Política de asignación de espacio3.4. Valoración del esquema contiguo

El mapa de proceso se ubica en una zona contigua de la memoria principal.

Proceso:– El S.O. busca un hueco en memoria de tamaño suficiente para

alojar su mapa de memoria del proceso que comienza.– El S.O. reserva la parte del hueco necesaria y crea en ella el

mapa inicial del proceso– Se establece la función de traducción, de forma que las

direcciones del programa se correspondan con las direcciones existentes en el hueco asignado.

Hardware requerido: – Registros valla (registro base y registro límite). Estos dos registros

sólo son accesibles en modo privilegiado.– Los registros valla están desocupados cuando el S.O. toma el control

para acceder a todo el mapa de memoria.

3.1. Esquema Hardware

Esq. de mem. basados en asignación contigua

• Registro límite: Se comprobará que las direcciones usadas por el proceso no excedan el valor almacenado en él.

• Registro base: Una vez realizada la comprobación anterior, se suma a cada dirección el valor contenido en este registro, de forma que se obtiene la dirección física pertinente.

LOAD R3, /1500

Procesador

Memoria

PC

Registro instrucción

Hard. traducción (MMU)

4000 21000R. límite R. base

>

8

NO

Excepción

Proceso 4

Proceso 7

Proceso 3

Proceso 2

N

25000

2100020500

15036

10200

10000

0

+

SI22500


El S.O. almacena en el BCP cuáles son los valores de los registros valla.

Dedica una estructura para conocer en todo momento el estado de la memoria, identificando qué huecos están libres. Normalmente se usa una lista en la que se almacena la dirección inicial y el tamaño de cada hueco.

La gestión de esta lista obliga a comprobar, al desocupar espacio, si el nuevo espacio libre puede unirse a huecos vecinos.

Problema:Según se van ejecutando procesos van quedando fragmentos de memoria libres, que debido a su tamaño no podrán ser usados en asignaciones de espacio a memoria. Este problema se denomina fragmentación externa y conlleva una mala gestión de memoria.

Solución tradicional: Compactar los huecos de forma que queden contiguos. Para ello es necesario reajustar los registros valla de los procesos. INEFICIENTE.

3.2. Gestión del SO


El S.O. debe considerar qué espacio, de los huecos libres, se usará intentando encontrar un equilibrio entre buen aprovechamiento de espacio y tiempo de respuesta corto, es decir, se aplica un algoritmo de decisión que debe ser eficiente.

Este problema es un clásico: ¿Cómo asignar espacio para su aprovechamiento óptimo?. Existen tres posibles enfoques:a) Mejor ajuste (best-fit). Se elige la zona libre más pequeña donde

quepa el mapa del proceso.• Problema: Conlleva crear nuevos huecos de tamaño pequeño.

Además, elegir el hueco más pequeño obliga a mantener ordenados por tamaño los huecos disponibles. No es eficiente

b) Peor ajuste. Se busca el hueco más grande, intentando evitar la generación de huecos pequeños. Sigue precisando mantener el control de los tamaños

c) El primero que ajuste (first-fit). Suele ser la mejor política. Muy eficiente, ya que basta con encontrar una zona libre de tamaño suficiente, y ofrece un aprovechamiento aceptable

3.3. Política de asignación de espacio


3.4. Valoración del esquema contiguo

• Valoracion:– Espacios independientes para procesos: mediante registros valla– Protección: mediante registros valla– Compartir memoria: no es posible– Soporte de regiones:

• No existe (no hay mecanismo de permisos sobre el espacio asignado a cada proceso)

• Se reserva espacio para huecos, ya que el espacio asignado al proceso en primera instancia debe servir para todo su tiempo de vida

– Maximizar rendimiento:• Mal aprovechamiento de memoria por fragmentación externa

– Mapas de MV de tamaño adecuado:• No permite memoria virtual


4. Intercambio

¿Qué hacer si no caben todos los programas en memoria principal?

Usar disco (dispositivo swap) como respaldo de la memoria principal. Si no caben en memoria todos los procesos activos, se elige un proceso residente y se copia en disco su imagen de memoria

Expulsar (swap-out) a los procesos bloqueados. El proceso de expulsión no implica copiar toda la imagen del proceso (por ejemplo, no es preciso ocupar los huecos ni el código, al poder recuperarse fácilmente del ejecutable). Un proceso expulsado vuelve a cargarse (swap-in) cuando esté listo para ejecutar y haya espacio en memoria.

Políticas de asignación de espacio en swap: Preasignación: al crear el proceso se reserva espacio de swap.NO Preasignación: sólo se reserva espacio de swap al expulsar.

(¿Semejanza con estado “suspendido”?)

Intercambio

5. Memoria virtual5.1. Introducción5.2. Paginación5.3. Segmentación5.4. Segmentación paginada5.5. Paginación por demanda5.6. Políticas de reemplazo5.7. Política de asignación de marcos de página5.8. Hiperpaginación5.9. Gestión del espacio de swap5.10. Operaciones sobre las regiones de un proceso

La técnica de la MV se usa prácticamente en todos los SSOO modernos. Esta técnica se basa en transferir información entre memoria principal y memoria secundaria (por lo que involucra varios niveles de la jerarquía de memoria)

Suele implementarse en un esquema de paginación (es decir, la unidad de información intercambiada entre los diferentes niveles de la jerarquía de memoria es la página)

Elemento Clave: Proximidad referencial habitual de los procesos. Esta propiedad permite que un proceso puede funcionar disponiendo en memoria de una parte de su imagen de memoria (conjunto residente).

Objetivo final: conseguir que la información necesaria para un proceso (conjunto de trabajo) vaya ocupando la memoria principal según se va necesitando (es decir, conjunto de trabajo === conjunto residente)

5.1. Introducción

Memoria virtual

Ventajas:

a) Aumento del grado de multiprogramación. Por tanto, aumento en el rendimiento del sistema

b) Posibilidad de ejecutar programas más grandes que la MV disponible

El uso de la MV no implica que se acelere la ejecución del programa (más bien al contrario, debido a la sobrecarga asociada a los movimientos de información entre niveles de la jerarquía). Este mecanismo no es apropiado para sistemas de tiempo real.

Memoria virtual

• Página: Zona contigua de memoria de determinado tamaño. (Por motivos de eficiencia se suele trabajar siempre con tamaños potencia de 2. Ej:4 KB.)

• Organización: — El mapa de memoria del proceso se considera dividido en páginas. — La memoria principal se considera dividida en marcos de página

(tamaño de marco = tamaño de página). — Los marcos contendrán páginas de los procesos en ejecución— La tabla de páginas (TP) relaciona cada página con el marco que

la contiene. El hardware de traducción (MMU) usa la tabla de páginas para traducir direcciones lógicas a físicas

— Típicamente la MMU usa dos tablas de páginas (TP):a) TP del usuario: Por ejemplo, direcciones lógicas que empiezan

por 0b) TP del sistema: Por ejemplo, direcciones lógicas que empiezan

por 1. Estas sólo se podrán usar en modo sistema

5.2. Paginación

Memoria virtual

– Cada entrada de la tabla de páginas contendrá, además del número de marco asociado con la página:a) Información de protección: tipo de acceso permitido RWXb) Bit de página válida/inválida: para indicar si dicha entrada

contiene una traducción asociada, es decir, si se corresponde realmente con un marco

c) Bit de página accedida (Ref): activado cuando se acceded) Bit de página modificada (Mod): activado cuando se escribee) Bit de desactivación de caché: se usa cuando la entrada

corresponde con direcciones de E/S• Tamaño de página: La elección de tamaño de página está

condicionada por diversos factores, entre los que hay que conseguir equilibrio:– Potencia de 2 y múltiplo del tamaño del bloque de disco– mejor pequeño por:

• Menor fragmentación• Se ajusta mejor al conjunto de trabajo

– mejor grande por:• Tablas más pequeñas• Mejor rendimiento de dispositivos de E/S

– Compromiso (entre 2K y 16K)

Memoria virtual

• Dirección:Una dirección lógica se obtiene a partir de: nº página + desplazamiento

• Problema: – La paginación no ofrece una solución óptima. Lo ideal sería que

cada palabra del mapa de memoria de un proceso pudiera ubicarse en cualquier dirección. Esta solución es inviable debido al coste de traducción

– Al no ser así, con la paginación se asigna a cada proceso un número entero de marcos de página, aunque el espacio de su mapa de memoria no sea un múltiplo entero del tamaño de página. Por tanto, se irán generando huecos (memoria no aprovechada, en la última de las páginas que no se llena de forma completa). Este proceso se denomina fragmentación interna (implica que, en término medio, cada proceso desperdicia la mitad de una página)

Memoria virtual

Página Byte

Registro base de la TP(RIED)

0123

n

Dirección lógica

MP: direcciones físicas

Marcos de página

Memoria virtual

• Problema: Fragmentación, la memoria asignada es mayor que la memoria requerida y por lo tanto, se desperdicia cierta cantidad de espacio

T. Páginas Proceso 1

Página 0

Página 1

Página M

Marco 2

Marco 3

Marco N

..............

T. Páginas Proceso 2

Página 0

Página 1

Página P

Marco 4

Marco 1

Marco 0

..............

Marco 0

Memoria

Marco 1

Marco 2

Marco 3

Marco 4

Marco N

Pág. 1 Pr. 2

............

Pág. 0 Pr. 1

Pág. 1 Pr. 1

Pág. M Pr. 1

Pág. 0 Pr. 2

Pág. P Pr. 2

Memoria virtual

• Otras cuestiones:– En este esquema, el S.O. mantiene una tabla de páginas por cada

proceso. Cuando se produce un cambio de contexto se indica a la MMU qué tabla de páginas usar

– El S.O. mantiene una única tabla de páginas para sí mismo. Así, todos los procesos comparten el SO. Cuando un proceso se ejecuta en modo sistema accede directamente a su mapa y al del SO

– S.O. mantiene tabla de marcos, como forma de mantener información de estado de la memoria principal. De cada marco se conoce su estado (libre, ocupado, etc)

– S.O. mantiene tabla de regiones por cada proceso, indicando las características de cada región y qué rango de páginas pertenecen a cada región

• Desperdicio de espacio: Mucho mayor gasto en tablas que con asignación contigua: es el precio de mucha mayor funcionalidad

Memoria virtual

• Implementación de la tabla de páginas:– Las tablas de páginas se mantiene normalmente en memoria

principal. Problemas: eficiencia y gasto de almacenamientoa) Eficiencia: cada acceso lógico requiere dos accesos a memoria

principal, a la tabla de páginas + al propio dato o instrucción. Solución: caché de traducciones –› TLB

b)Gasto de almacenamiento: tablas muy grandes. Ejemplo: páginas 4K, dir. lógica 32 bits y 4 bytes por entrada, la tabla de páginas de cada proceso tendrá 4MB. Solución: tablas multinivel y tablas invertidas

• Valoración :– Espacios independientes para procesos: mediante tablas de páginas– Protección: mediante tablas de páginas– Compartir memoria: entradas corresponden con mismo marco (bajo

supervisión del SO dos procesos pueden compartir una página asociada al mismo marco)

– Soporte de regiones: bits de protección, bit de validez: no se reserva espacio para huecos

– Maximizar rendimiento: Si, al permitir esquemas de memoria más flexibles

– Mapas de tamaño adecuado: sí, al permitir esquemas de memoria virtual

Memoria virtual

TLB (Translation Look-aside Buffer): Consta de una memoria asociativa con información sobre últimas páginas accedidas.

• Para el multiproceso, existen varias posibilidades: – La TLB no incluye información del proceso. En este caso, habrá que

invalidar la TLB en los cambios de contexto– Entradas en TLB incluyen información sobre proceso: en este caso,

debe existir un registro de UCP para mantener la identificación del proceso actual

• Implementación– HW: La MMU consulta la TLB y si falla, se usa la TP en memoria.

• Ventajas: Es un proceso muy rápido• Inconvenientes: Actualizar la TP en cambios de contexto y hay que

invalidar la TLB cuando se produce un cambio de contexto (si no tiene información del PID)

– SW: La MMU no usa la TP, sino que sólo consulta TLB. En caso de fallo, se activa el SO, que ha de buscar la entrada en la tabla de páginas (mediante programa), e insertar en la TLB la traducción hecha, de forma que se pueda reutilizar.

• Ventajas: flexibilidad, ya que la tabla de páginas puede ser definida a conveniencia, sin restricciones impuestas por el hardware

• Inconvenientes: Es menos eficiente, ya que parte del proceso de traducción se realiza mediante programa.

Memoria virtual

Una de las opciones disponibles para disminuir el tamaño requerido por las tablas de páginas es la tabla de páginas multinivel

• Organización:Se trata de una tabla de páginas organizadas en M niveles: – Entrada de TP de nivel K apunta a TP de nivel K+1– Entrada de último nivel apunta a marco de página

• Dirección: La dirección lógica especifica la entrada a usar en cada nivel• 1 campo por nivel + desplazamiento

• Accesos:Un acceso lógico supone M + 1 accesos a memoria. Solución: uso de TLB

• Invaliadación:Si todas las entradas de una TP son inválidas, no se almacena esa TP y se pone inválida la entrada correspondiente de la TP superior

• Ahorro de espacio:Si el proceso usa una parte pequeña de su espacio lógico, se consigue ahorro en espacio para almacenar TPs

Memoria virtual

1er nivel 2º nivel Byte

Registro base de la TP(RIED)

0123

n

Dirección lógica

MP: direcciones físicas

Marcos de página

Página

0123

n

0123

n

Memoria virtual

• Ejemplo: Proceso que usa 12MB superiores y 4MB inferiores

– 2 niveles, páginas de 4K, dir. lógica 32 bits (10 bits por nivel) y 4 bytes por entrada

– Tamaño: 1 TP N1 + 4 TP N2= 5 * 4KB = 20KB (frente a 4MB)

• Ventajas adicionales: permite compartir TPs intermedias y sólo se requiere que esté en memoria la TP de nivel superior. Las restantes pueden estar en disco y traerse por demanda

Memoria virtual

m em oria

prim er n ive lTab la de pág inas

. . .

tab las de páginassegundo n ive l

. . .

. . .

. . .

prim er n ive lTab la de pág inas

V

V

V

V

I

I

Pág ina 0

Pág ina 1023

Pág ina 1024

Pág ina 2047

Pág ina 2048

Pág ina 3071

Pág ina 1048575 (2^20-1)

Pág. 1047552 (2^20-1024)

Memoria virtual

Otra alternativa para disminuir el espacio necesario por la tabla de páginas es la tabla de páginas invertida

• Organización:– La tabla contendrá tantas entradas como marcos de página haya.– Cada entrada almacena la página cargada en dicho marco junto con

sus características:• Número de página,• Proceso dueño de la página

– El tamaño de la tabla de páginas es proporcional a la memoria disponible.

• Accesos:La MMU usa una TLB convencional, pero si falla la traducción se accede a la tabla de páginas invertida. Al estar la tabla organizada por marcos no se puede hacer una búsqueda directa. Debería accederse a todas las entradas en busca de la página correspondiente. Por esta razón se suele organizar como una tabla hash

• Ahorro de espacio: Se reduce el espacio de almacenamiento necesario, ya que sólo se guarda información sobre las páginas válidas

Memoria virtual

pid página

BytePáginapid

Dirección lógica

Bytei

i

Dirección física

Memoria virtual

Con la paginación la MMU no dispone de información sobre las regiones de los procesos y sólo entiende de páginas. Por esta razón, el SO debe mantener una lista de las páginas que componen cada región, lo que supone varias desventajas:• Al crear una región hay que cuidar que todas las páginas

asociadas tengan la misma información de control• Para poder compartir una región es preciso que las entradas de

varios procesos apunten a los mismos marcos

Segmentación: es un esquema HW que intenta dar soporte directo a las regiones. En él se considera el mapa de memoria como compuesto por varios segmentos.Se puede considerar que consisten en una generalización de los

registros valla base y límite, pero usando un par de registros por cada segmento

5.3. Segmentación

Memoria virtual

• Dirección:Una dirección lógica estará compuesta por un número de segmento y un desplazamiento en el mismo.

• Traducción: La forma de realizar la traducción puede apreciarse en la imagen siguiente:

m em oria

tab la de segm entos

lím ite base

s d

d irecc ión lóg ica

Excepción

> +SI

NO

Memoria virtual

• Tabla de segmentos:En este caso, la MMU usa una tabla de segmentos (TS).

• Organización: – El SO mantiene una TS por proceso, de forma que en cada cambio

de contexto se notifica a MMU cuál debe usar– Cada entrada de TS contiene (entre otros):

• Registro base y límite del segmento• protección: RWX

• Problema: Fragmentación Externa– En este esquema se produce fragmentación externa, ya que el

almacenamiento de los segmentos se realiza de forma contigua.– El SO debe mantener una lista que le permita conocer qué zonas de

memoria están libres y cuáles ocupadas: es decir, estructuras de datos que identifiquen huecos y zonas asignadas

Memoria virtual

• Valoración:

– Espacios independientes para procesos: mediante su propia TS, que crea un espacio lógico independiente

– Protección: mediante TS, ofreciendo espacios disjuntos de memoria– Compartir memoria: bajo control del SO es posible que dos o más

procesos tengan un segmento asociado a la misma zona de memoria– Soporte de regiones: bits de protección– Maximizar rendimiento : No lo maximiza, por la fragmentación

externa– Mapas de tamaño adecuado: No cumple este objetivo porque no

permite implementar eficientemente un sistema de memoria virtual

Por tanto, tal y como se ha presentado se usa en muy pocos SO reales

Memoria virtual

Se intenta aunar las ventajas de ambos esquemas: segmentación y paginación:– Segmentación: soporte para regiones. – Paginación: mejor uso del espacio de memoria.

• Organización:– Entrada en TS apunta a una TP para el segmento. – El espacio del segmento está compuesto de varias páginas, de forma

que su espacio no tiene que ser contiguo.

5.4. Segmentación paginada

Memoria virtual

m em oria

tab la de segm entos

lím ite d ir. T. P ág.

d irecc ión lóg ica

Excepción

>SI

NO

s p d

m d

d i r e c c i ó nf í s i c a

m

t a b l a d e p á g i n a sp a r a s e g m e n t o s

p

Memoria virtual

•Traducción:La traducción se lleva a cabo según se indica.

• Valoración:

– Espacios independientes para procesos: mediante TS– Protección: mediante TS– Compartir memoria: bajo control del SO, podemos hacer que una

misma entrada aparezca en diferentes TS (es decir, pueda ser usado por varios procesos)

– Soporte de regiones: bits de protección– Maximizar rendimiento: la paginación aprovecha eficientemente el

espacio de memoria.– Mapas de tamaño adecuado: permite esquemas de memoria virtual

• Ventajas: Frente a paginación sin segmentos facilita al SO la gestión de las regiones, pero requiere HW más complejo

Memoria virtual

Una vez analizados los diferentes esquemas hardware vamos a ver cómo se articulan para construir un esquema de memoria virtual (estos esquemas también pueden usarse sin memoria virtual, pero en la actualidad su uso está siempre vinculado a la memoria virtual)

• Normalmente la memoria virtual se construye sobre esquemas de paginación pura o segmentada. De esta forma, la unidad de información intercambiada entre memoria principal y secundaria es la página.

• Normalmente la transferencia de información se lleva a cabo bajo demanda (paginación por demanda). De esta forma, cuando un proceso necesita acceder a una página que no está en memoria principal, se genera un fallo de página y el SO se encarga de transferirla desde la memoria secundaria. Si al traerla no hay espacio suficiente en MP, será necesario desalojar alguna de las páginas actuales (ello se hace mediante un algoritmo de reemplazo)

5.5. Paginación por demanda

Memoria virtual

• La construcción de un sistema de memoria virtual sobre un procesador con paginación implica usar un bit de validez en las entradas de la tabla de páginas, que indica si la página es válida. Estarán marcadas como inválidas todas las páginas que no residen en MP, así como las que constituyen huecos en el mapa de memoria.

• Para las entradas correspondientes a páginas no residentes en MP, la entrada principal, en lugar de almacenar el marco donde reside contendrá la dirección del dispositivo de memoria en que se encuentra almacenada. De forma que cuando se produce un acceso a una de estas páginas, se produce una excepción y se activa el SO, responsable de hacer la transferencia desde memoria secundaria.

• Algunos sistemas también usan la técnica de prepaginación. Al ocurrir un fallo de página no sólo traen la página en cuestión, sino también las cercanas, al suponerse que se usarán en un corto plazo de tiempo. La efectividad de esta técnica dependerá del acierto de la predicción.

Memoria virtual

Veamos cómo se gestiona la ocurrencia de un fallo de página:• La MMU genera una excepción. Normalmente deja en un registro

especial la dirección que causó el fallo• Se activa el SO, que comprueba:

– Si la página es inválida, se aborta el proceso (solución normal, aunque también podría bastar con el envío de una señal).

– Si la página es ausente se siguen los pasos siguientes:a) Se consulta la tabla de marcos para ver si hay algún hueco libre:

i. Si no hay ningún marco libre se aplica el algoritmo de reemplazo, que decidirá el marco a desalojar. La página almacenada hasta entonces se marca como inválida. Si ha sido modificada, antes hay que salvar su contenido en memoria secundaria

ii. Si hay marco libre: se inicia la lectura desde memoria secundaria y se vuelca al marco, marcándose como válida dicha entrada en la TP y apuntando el marco en que está almacenada

Memoria virtual

• En el peor de los casos un fallo de página puede suponer dos operaciones de E/S:

a) Salvaguarda de la página expulsadab) Lectura de la página nueva

Dos políticas definen el funcionamiento del sistema de memoria

• Política de reemplazos:– Reemplazo local: Sólo puede usarse para reemplazo un marco

asignado al proceso que causa fallo– Reemplazo global: Puede usarse para reemplazo cualquier marco

• Política de asignación de espacio a los procesos:– Asignación fija: El número de marcos de página para cada proceso

es fijo. – Asignación dinámica: El número de marcos de página para cada

proceso es dinámico

Memoria virtual

• Objetivo: Minimizar la tasa de fallos de página.

• Cada algoritmo descrito tiene versión local y global:– Local: criterio se aplica a las páginas residentes del proceso– Global: criterio se aplica a todas las páginas residentes

• Algoritmos a estudiarA. ÓptimoB. FIFOC. Reloj (o segunda oportunidad)D. LRUE. Buffering de páginasF. Retención de páginas en memoria

5.6. Políticas de reemplazo

Memoria virtual

A) Algoritmo óptimo

• Criterio: Página residente que tardará más en accederse• Implementación: Irrealizable, ya que supone disponer de una predicción

fiable del uso de las páginas en un futuro a medio plazo• Versión local y global• Interés para estudios analíticos comparativos

Memoria virtual

B) Algoritmo FIFO

• Criterio: se elimina la página que lleva más tiempo residente

• Implementación: Fácil– Páginas residentes en orden FIFO –› se expulsa la primera– No requiere hardware especial– En el caso de estrategia local se mantiene una lista de páginas por

cada proceso. En el caso global, basta con una única lista

• Problema:– Una página que lleva mucho tiempo residente puede seguir

accediéndose frecuentemente.– Su criterio no se basa en el uso de la página.– Anomalía de Belady: Se pueden encontrar ejemplos en que al

aumentar el número de marcos aumenta el número de fallos de página

Memoria virtual

C) Algoritmo de segunda oportunidad o del reloj

Se trata de una modificación del algoritmo FIFO, para evitar que una página residente desde hace tiempo sea desalojada pese a estar siendo usada. Para ello se usa el bit de referencia Ref de las páginas, con lo que se detecta su uso

• Criterio: – Si la página elegida por FIFO no tiene activo el bit Ref, es la página

expulsada– Si lo tiene activo se da 2ª oportunidad antes de expulsar: se

desactiva el bit Ref, se pone página al final de FIFO, se aplica criterio a la siguiente página

• Implementación: Se puede implementar el orden FIFO mediante una lista circular con una referencia a la primera página de la lista: se visualiza como un reloj donde la referencia a la primera página es la aguja del reloj

Memoria virtual

D) Algoritmo LRU (last recently used)

• Criterio: Basado en proximidad temporal de referencias: página residente menos recientemente usada como página a eliminar

• Implementación:Posible implementación con HW específico y un contador de accesos a memoria:– Cada entrada de la TP posee un contador– Cada acceso a memoria la MMU copia el contador del sistema a

entrada referenciada– Reemplazo: página con contador más bajo– Difícil implementación estricta (hay aproximaciones): precisaría una

MMU específica, ya que habría que controlar los accesos realizados a cada marco para actualizar los contadores de los accesos en la TP

• Nota: en su versión global, hay que considerar los contadores de las páginas menos recientemente usadas teniendo en cuenta el tiempo lógico de cada proceso

Memoria virtual

E) Buffering de páginas

• Criterio:Esta técnica intenta evitar el problema con las páginas modificadas que han de ser desalojadas. En este caso, el tratamiento del fallo de página implica realizar dos accesos a disco, uno para almacenar la página modificada y para traer la nueva

• Implementación: – Mantiene una reserva de marcos libres. Cuando se produce un

fallo de página, siempre se usa un marco libre (es decir, en verdad no hay reemplazo)

– Cuando el número de marcos libres queda por debajo de cierto umbral se activa un “demonio de paginación”, que aplica repetidamente el algoritmo de reemplazo:

• Páginas no modificadas pasan a lista de marcos libres• Páginas modificadas pasan a lista de marcos modificados:

cuando se escriban a disco pasan a lista de libres; suelen escribirse en tandas (lo que mejora el rendimiento)

– Si se referencia una página mientras está en estas listas: se recupera directamente de la lista (no hay E/S), lo que puede mejorar el comportamiento de algoritmos poco eficientes

Memoria virtual

F) Retención de páginas en memoria

• Criterio:No todas las páginas son reemplazables

• Aplicación:– Se aplica a páginas del propio S.O: si sus páginas están fijas en

memoria, su gestión es más sencilla– También se aplica mientras se hace DMA sobre una página. La

página no será reemplazable hasta que finalice la operación sobre ella

• Implementación: Algunos S.O. ofrecen a las aplicaciones un servicio para fijar en memoria una o más páginas de su mapa: adecuado para procesos de tiempo real, aunque puede afectar al rendimiento del sistema. En POSIX se trata del servicio mlock

Memoria virtual

El SO deberá decidir cuántos marcos de página asigna a cada proceso:a) Asignación Fijab) Asignación Dinámica

A) Asignación fija

• Número constante de marcos asignados al proceso. Puede depender de las características del proceso: tamaño, prioridad,...

• No se adapta a las distintas fases de ejecución. Como positivo, el comportamiento del proceso es relativamente predecible

• Sólo tiene sentido usar estrategia de reemplazo local• La arquitectura impone el Nº mínimo de marcos de página: mínimo

número de marcos a asignar igual al número de referencias que aparezca en la instrucción que más fallos de página pueda generar

5.7. Política de asignación de marcos de página

Memoria virtual

• El número de marcos asignados a un proceso es variable dependiendo del comportamiento del proceso (y posiblemente de los demás procesos).

• Se adapta a las diferentes fases por las que puede pasar un proceso• Se pueden usar tanto estrategias de reemplazo global como local.

– Asignación dinámica + reemplazo local: el proceso va aumentando o disminuyendo su conjunto residente dependiendo de su comportamiento (comportamiento relativamente predecible)

– Asignación dinámica + reemplazo global: los procesos compiten por el uso de las páginas entre ellos (comportamiento difícilmente predecible)

B) Asignación dinámica

Memoria virtual

• Definición:Tasa excesiva de fallos de página de un proceso o en el sistema, debido a que el número de marcos de página asignados es insuficiente para albergar el conjunto residente

– Con asignación fija. Hiperpaginación en el proceso Pi si conjunto residente de Pi < conjunto de trabajo Pi

– Con asignación variable. Hiperpaginación en el sistema si nº marcos disponibles < conjuntos de trabajo de los procesos

• Problema: decae el grado de uso de la CPU. Los procesos están casi siempre en colas de dispositivo de paginación.

• Solución: controlar la carga: – Disminuir el grado de multiprogramación, – Suspender uno o más procesos liberando sus páginas residentes

• ¿Cómo detectar esta situación?

5.8. Hiperpaginación (thrashing)

Memoria virtual

grado de m ultiprogram ación

Util

izac

ión

de

la U

CP

Se verán a continuación algunas estrategias de control de la carga de trabajo:A. Estrategia del conjunto de TrabajoB. Estrategia de administración basada en la frecuencia de fallos

de páginaC. Estrategia de control de carga para algoritmos de reemplazo

globales

Memoria virtual

A) Estrategia del conjunto de trabajo

• Objetivo: Determinar el conjunto de trabajo de cada proceso, es decir, las páginas usadas por el proceso en las últimas N referencias

• Proceso:– Si el conjunto de trabajo decrece se liberan marcos. – Si el conjunto de trabajo crece se asignan nuevos marcos. – Si no hay marcos disponibles se suspenderá algún(os) proceso(s),

que se reactivan cuando haya marcos suficientes

• Condición: Si el SO es capaz de detectar el conjunto de trabajo de cada proceso, puede especificarse una estrategia de asignación dinámica con reemplazo local

• Implementación: Difícil, ya que precisaría una MMU específica que controlara las páginas accedidas por cada proceso.

• Aproximación: Estrategia basada en frecuencia de fallos de página (PFF), controlando la tasa de fallos de página de cada proceso

Memoria virtual

B) Estrategia basada en frecuencia de fallos de página

• Objetivo: Controlar la tasa de fallos de página por proceso• Proceso:

– Si tasa < límite inferior, se liberan marcos aplicando un algoritmo de reemplazo

– Si tasa > límite superior, se asignan nuevos marcos. Si no hay marcos libres se suspende algún proceso

nú m e ro d e m arcos

tasa

de

fallo

s de

pág

ina

lím ite su perio r

lím ite in fe rio r

Memoria virtual

C) Estrategia de control de carga para algoritmos de reemplazo globales

• Objetivo: Controlar la hiperpaginación utilizando un algoritmo de control de carga. Se da en algoritmos de reemplazo global.

• Proceso: Ejemplo: UNIX 4.3 BSD– Reemplazo global con algoritmo del reloj. Variante con dos

“manecillas”: hay dos punteros en vez de uno– Uso de buffering de páginas. Un demonio de paginación controla el

número de marcos libres – Si el número de marcos libres < umbral, el demonio de paginación

aplica reemplazo– Si se repite con frecuencia la falta de marcos libres: un proceso

“swapper” suspende procesos

Memoria virtual

La asignación del espacio de swaping puede seguir dos técnicas:a) Preasignación de swap:

Al crear la nueva región se reserva espacio de swap para ella. Al expulsar una página, con esta estrategia, ya habrá espacio de swap para almacenar su contenido

b) Sin preasignación de swap:Al crear una región no se hace reserva de swap. Las páginas de la

región se irán trayendo a MP por demanda desde el soporte de la región. Sólo se reserva espacio de swap para una página cuando es expulsada por primera vez

Tendencia actual: Se suele utilizar más la estrategia sin preasignación, puesto que la preasignación de swap conlleva un peor aprovechamiento de memoria secundaria (toda página debe tener reservado espacio de swap).

5.9. Gestión del espacio de swap

Memoria virtual

Se considerarán a continuación las siguientes operaciones sobre las regiones de un proceso en un sistema con memoria virtual:a) Creación de región:

Al crear el mapa inicial o por solicitud posterior b) Liberación de región:

Al terminar el proceso o por solicitud posterior c) Cambio de tamaño de región:

Aumento de tamaño: hay que comprobar que no se solape con otra región y equiparar las nuevas páginas a las ya existentes en la región.

El caso de expansión de la pila es algo más complejo.Disminución de tamaño

d) Duplicado de región:Operación requerida por el servicio fork de POSIXSe duplica todo y se trata de una operación costosa

5.10. Operaciones sobre regiones de un proceso

Memoria virtual

a) Creación de nueva regiónAcciones:• Al crear una región no se asigna MP ( se hará por demanda). • Se marcarán las páginas como no residentes y válidas (fallo de

página cuando se intenten acceder)• El S.O. actualiza la tabla de regiones y guarda la información

correspondiente a las páginas de la región, rellenando las entradas de la TP. Debe buscar un hueco en el mapa de memoria para asignar a nueva región.

• Según el soporte:– Soporte en archivo: Páginas marcadas como Cargar de archivo

(CA) y se almacena dirección del bloque del archivo correspondiente– Sin soporte: Páginas marcadas como Rellenar con ceros (RC) y se

inicializa cuando hay un fallo de página.• Si la región es privada con preasignación de swap, se reserva espacio de

swap• Si la región es la pila:

– Se copian los argumentos iniciales del proceso en bloque(s) de swap

Memoria virtual

• Algoritmo de expulsión:– Si la región es privada se escribe página en swap. Si no hay

preasignación de espacio swap, en la primera expulsión se reserva espacio. Posteriores fallos se sirven de ese bloque de swap

– Si la región es compartida se escribe página en soporte, para que todos los procesos puedan ver las modificaciones. Todos los fallos se sirven del soporte

• En la creación del mapa inicial (servicio exec en POSIX), se crean las regiones según sus características

• Código: CA, Compartida, RX• Datos v. inicial: CA, Privada, RW• Datos sin v. inicial: RC, Privada, RW• Pila inicial: contenido inicial en swap

Los huecos se marcan como páginas inválidas, tanto para el HW como para el S.O.

Memoria virtual

Tabla de páginas

...........................

B loque T (arch.)RX A

Bloque U (arch.)RW A

Rellenar con 0RW A

Bloque S (swap)RW A

...........................

...........................

SwapArchivo E jecutable

Código

Datos con valor in icial

. . . . . . . . . . . . . . . .

Cabecera

PilaBloque S

Bloque T

Bloque U

1ªpág.Código

1ªpág.Dat.v.i.

1ªpág.Dat.no.v.i.

1ªpág.Pila

Estado inicial de ejecución en un sistema sin preasignación de swap

Memoria virtual

b) Liberación de región• Acciones:

– Actualizar tabla de regiones para eliminar región– Marcar como inválidas páginas asociadas– Si la región es privada, se libera el espacio de swap asociado

• Cuando: – Solicitud explícita (p.ej. desproyección de región).– Finalización del proceso (exit en POSIX). – El servicio exec de POSIX libera el mapa actual del proceso antes de

construir un nuevo mapa vinculado al ejecutable a “usar”

Memoria virtual

c) Cambio de tamaño• Acciones:

– Si disminuye: • Se ajusta la tabla de regiones. • Se marcan páginas como inválidas.• Se libera espacio de swap

– Si aumenta:• Se comprueba que no haya solapamiento. • Se fijan nuevas páginas como no residentes y con las mismas

características que otras páginas de la región. • Si hay preasignación se reserva espacio en swap para las nuevas

páginas.• Casos especiales:

– Expansión del heap: Solicitada por programa mediante servicios del S.O. Se marcan las páginas correspondientes como RC, privadas, RW

– Expansión de pila no proviene de una solicitud del proceso, sino de la propia evolución de la pila. Por esta razón esta operación es automática

Memoria virtual

d) Duplicado de una región• Acciones:

– Se duplican las regiones privadas del padre y se comparten las no privadas

• La copia de una región de un proceso en el mapa de memoria de otro proceso es una operación costosa, ya que también se debe copiar el contenido.

• Problema: La ejecución de fork sería muy ineficiente. • Solución: copy-on-write (COW). Se comparte una página mientras no se

modifique. Si un proceso la modifica, se crea una copia para él. Esta operación se denomina duplicado por demanda

Memoria virtual

• Implementación de COW– Se comparten las páginas de regiones duplicadas– Se marcan de sólo lectura y con bit de COW. – Al realizar la primera escritura se produce un fallo de proteccción y

se genera una copia privada para el proceso que escribe. – Lo normal es que haya varios procesos con misma región duplicada,

por lo que existe un contador de uso por página. – Cada vez que se crea copia privada se decrementa contador, ya que

hay un proceso menos trabajando sobre la copia compartida. – Si llega a 1, se desactiva el bit COW, al no haber duplicados

• FORK con COW. Se comparten todas las regiones. Las regiones privadas se marcan como COW en padre e hijo, el resultado de la optimización es que en vez de duplicar todo el espacio de memoria sólo se duplica la TP.

Memoria virtual

5. Archivos proyectados en memoria

• ¿En qué consiste?– Recordemos que en un sistema con MV se hacen corresponder las

entradas de la TP con bloques de un archivo ejecutable. – La técnica de la proyección permite usar esta misma idea, pero con

cualquier archivo. – El S.O. permite que un programa solicite la correspondencia de una

zona de su mapa de memoria con los bloques de un archivo cualquiera (ya sea completo o en parte).

– En la solicitud el programa indicará el tipo de acceso que desea para las páginas asociadas al archivo.

• Servicio: – La generalización de la técnica de memoria virtual permite ofrecer a

los usuarios una forma alternativa de acceder a los archivos.

Archivos proyectados en memoria

Tabla de páginas

...........................B loque 0 (arch.)RW A

Bloque N (arch.)RW A

...........................

........................... Archivo

Bloque 0

Bloque 1

Bloque 2

Bloque N

Bloque 2

.............

10240

M apa de m em oria

Código

Datos con valor in icial

Datos sin valor in icial

P ila

Archivo Proyectado

1ªpág.Archivo

Última pág.Archivo


• Proceso: Se rellenan las entradas de la TP correspondientes con : —Página no residente, —CA (cargar de archivo), —Privada/compartida y —Protección (indicada en la llamada).

De esta forma, cuando el programa accede a una posición de memoria asociada al archivo proyectado, está accediendo realmente al archivo

• Ventajas: Se trata por tanto de una forma alternativa de acceso a archivos, frente a las llamadas read/write. De esta forma se producen:– Menos llamadas al sistema lo que se traduce en una notable

mejora de los tiempos de acceso.– Se evitan copias intermedias de la información ya que el S.O.

transfiere directamente la información entre la región de memoria y el archivo.

– Se facilita la programación, ya que una vez proyectado se accede al archivo como si fuera una estructura de datos en memoria

• Ejemplo: Típicamente las bibliotecas dinámicas se cargan usando este tipo de proyección: la zona de código se proyecta como compartida y la zona de datos con valor inicial se proyecta como privada


6. Servicios de gestión de memoria

El gestor de memoria realiza funciones internas. Por eso, ofrece pocos servicios directos para las aplicaciones. Básicamente están relacionados con la proyección de archivos:

– POSIX• Proyectar un archivo: mmap• Desproyectar un archivo: munmap

– Win32• Proyectar un archivo: 2 pasos:

– Crear proyección: CreateFileMapping– Realizar proyección: MapViewOfFile

• Desproyectar un archivo: UnmapViewOfFile

Servicios de gestión de memoria

void *mmap(void *direc, size_t lon, int prot, int indic, int desc, off_t desp);

Establece la proyección entre el espacio de direcciones de un proceso y un archivo.

– Devuelve la dirección de memoria donde se ha proyectado el archivo – direc: dirección donde proyectar. Generalmente se utiliza NULL,

con lo que el S.O. elige la dirección por su cuenta– lon: especifica el número de bytes a proyectar– prot: el tipo de acceso, lectura (PROT_READ), escritura

(PROT_WRITE) o ejecución (PROT_EXEC), o cualquier combinación de ellas

– indic: propiedades sobre la región, compartida (MAP_SHARED, un proceso hijo compartirá la región con el padre), privada (MAP_PRIVATE, el hijo obtiene copia propia de la región), fija (MAP_FIXED, el archivo ha de proyectarse en una direc´ción específica)

– desc: representa el descriptor de archivo a proyectar.– Desp: desplazamiento dentro del archivo a partir del cual se realiza

la proyección.


void munmap(void *direc, size_t lon);

Desproyecta parte del espacio de direcciones de un proceso desde la dirección direc hasta direc+lon.


Gestión de memoria

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