memoria virtual capítulo 8. estructuras de hardware y de control todas las referencias a la memoria...
TRANSCRIPT
Memoria virtual
Capítulo 8
Estructuras de hardware y de control
• Todas las referencias a la memoria se traducirán dinámicamente a direcciones físicas durante la ejecución: – Un proceso puede cargarse y descargarse de la memoria
principal de tal forma que ocupe regiones diferentes.
• Un proceso puede dividirse en varias partes y no es necesario que estas partes se encuentren contiguas en la memoria principal durante la ejecución: – No será necesario que todas las páginas o todos los
segmentos de un proceso estén en la memoria durante la ejecución.
Ejecución de un programa• El sistema operativo comienza trayendo sólo
unos pocos fragmentos del programa. • El conjunto residente es la parte de un
proceso que está realmente en la memoria principal.
• Si el procesador encuentra una dirección lógica que no está en la memoria principal, genera una interrupción que indica un fallo de acceso a la memoria.
• El sistema operativo pone al proceso interrumpido en estado Bloqueado.
Ejecución de un programa
• El sistema operativo necesita traer a la memoria principal el fragmento del proceso que contiene la dirección lógica que provocó el fallo de acceso: – El sistema operativo emite una solicitud de Lectura
de E/S al disco. – El sistema operativo puede expedir otro proceso
para que se ejecute mientras realiza la operación de E/S.
– Una vez que el fragmento deseado se ha traído a la memoria principal y se ha emitido la interrupción de E/S, se devuelve el control al sistema operativo, que coloca el proceso afectado en el estado de Listo.
Ventajas de dividir un proceso
• Se pueden mantener más procesos en la memoria principal: – Se cargan sólo algunos fragmentos de un
proceso particular. – Con tantos procesos en la memoria principal
es muy probable que uno de los procesos esté en estado Listo en un instante determinado.
• Es posible que un proceso sea más grande que toda la memoria principal.
Tipos de memoria
• Memoria real:– Memoria principal.
• Memoria virtual:– Memoria situada en el disco.– Permite una multiprogramación muy
efectiva y releva al usuario de las rígidas e innecesarias restricciones de la memoria principal.
Hiperpaginación
• El sistema operativo expulsa un fragmento de un proceso justo antes de ser usado.
• El procesador consume más tiempo intercambiando fragmentos que ejecutando instrucciones de usuario.
Principio de cercanía
• Las referencias a los datos y al programa dentro de un proceso tienden a agruparse.
• Durante cortos periodos de tiempo se necesitarán sólo unos pocos fragmentos de un proceso.
• Sería posible hacer predicciones inteligentes sobre qué fragmentos de un proceso se necesitarán en un futuro cercano.
• El principio de cercanía sugiere que los esquemas de memoria virtual pueden funcionar eficazmente.
Soportes de la memoria virtual
• Tiene que existir un soporte de hardware para la paginación y la segmentación.
• El sistema operativo debe incluir un software para gestionar el movimiento de páginas o segmentos entre memoria secundaria y memoria principal.
Paginación
• Cada proceso tiene su propia tabla de página.
• Cada entrada de la tabla de páginas contiene el número de marco de la página correspondiente en la memoria principal.
• Se necesita un bit para indicar si la página correspondiente está presente en la memoria principal o no lo está.
El bit de modificación en la tabla de páginas
• Otro bit de control necesario en la entrada de la tabla de páginas es el bit de modificación para indicar si el contenido de la página se ha alterado desde que la página se cargó en la memoria principal.
• Si no ha habido cambios, no es necesario escribir la página cuando sea sustituida en el marco que ocupa actualmente.
Entradas de la tabla de páginas
Dirección virtual
Entrada de la tabla de páginas
(a) Sólo paginación
Número de página Desplazamiento
PP MM Otros bits de controlOtros bits de control Número de marcoNúmero de marco
Figura 8.2. Formatos típicos de gestión de memoria.
N.º pág.
N.º marco
Figura 8.3. Traducción de direcciones en un sistema de paginación.
Despla-zamiento N.º marco
Despla-zamiento
Despla-zamiento
Dirección virtual
Registro
Tabla de páginas
N.º
pág
ina Marco
depágina
Puntero a tabla de páginas
Programa Mecanismo de paginación Memoria principal
Esquema de dos niveles para direcciones de 32 bits
4 Kbytes para laraíz de la tablade páginas
4 Mbytes para latabla de páginasde usuario
4 Gbytes para elespacio de direc-ciones de usuario
Figura 8.4. Tabla de páginas jerárquica de dos niveles [JACO98a].
Tablas de páginas
• La tabla de páginas completa puede ocupar una cantidad enorme de memoria principal.
• Para solucionar este problema, las tablas de páginas se almacenan en la memoria virtual.
• Cuando un proceso se está ejecutando, al menos una parte de su tabla de páginas se encuentra en la memoria principal.
Buffer de traducción adelantada
• Cada referencia a la memoria virtual puede generar dos accesos a la memoria:– Uno para obtener la entrada de la tabla de páginas
correspondiente.
– Otro para obtener el dato deseado.
• Para solucionar este problema, los esquemas de memoria virtual hacen uso de un cache especial para las entradas de la tabla de páginas:– Se trata de la buffer de traducción adelantada (TLB,
Translation Lookaside Buffer).
Buffer de traducción adelantada
• Contiene aquellas entradas de la tabla de páginas usadas hace menos tiempo.
• Funciona del mismo modo que una memoria cache.
Buffer de traducción adelantada
• Dada una dirección virtual, el procesador examinará primero la TLB.
• Si la entrada de la tabla de páginas buscada está presente (un “acierto en la TLB”), se obtiene el número de marco y se forma la dirección real.
• Si la entrada de la tabla de páginas no se encuentra (un “fallo en la TLB”), el procesador emplea el número de página como índice para buscar en la tabla de páginas del proceso y examinar la entrada correspondiente de la tabla de páginas.
Buffer de traducción adelantada
• Primero comprueba que la página esté en la memoria principal: – Si no está, se produce un fallo en el acceso
a la memoria, llamado fallo de página.
• El procesador actualiza la TLB para incluir esta nueva entrada de la tabla de páginas.
Volver a la instrucción que falló
Rutina de gestión de fallo de página
Sí
No
Sí
Sí
No
No
Comienzo
La CPU comprueba la TLB
Acceder a la tablade páginas
Actualizar TLB
La CPU generala dirección física
La CPU generala dirección física
El SO ordenaa la CPU leer
la página del disco
La CPU activa el hardware de E/S
La página se transfiere del disco
a memoria principal
Actualizar las tablasde páginas
Actualizar las tablasde páginas
¿Memoria llena?
Figura 8.8. Funcionamiento de la paginación con buffer de traducción adelantada (TLB) [FUTH87].
¿Está la entradade la tabla de página
en la TLB?
¿Está la página en memoria principal?
Dirección virtual Memoria principalMemoria secundaria
Buffer de traducción adelantada
Dirección real
Despla-zamiento
Despla-zamiento
Acierto de TLB
Fallo de TLB
Tabla de páginas
Despla-zamiento
Cargar página
Fallo de página
Nº. Pág.
N.º marco
Figura 8.7. Uso de un Buffer de Traducción Adelantada.
N.º pág.Despla-
zamiento
Tamaño de página
• Cuanto menor sea el tamaño de página, menor será la cantidad de fragmentación interna.
• Cuanto menor sea la página, mayor será el número de páginas que se necesitan por proceso.
• Un número mayor de páginas por proceso significa que las tablas de páginas serán mayores.
• Esto puede significar que una gran parte de las tablas de páginas de los procesos activos deben estar en la memoria virtual.
• La memoria secundaria está diseñada para transferir eficazmente los bloques de datos de mayor tamaño, de manera que es propicia para tamaños de página mayores.
Tamaño de página
• Si el tamaño de página es muy pequeño, estarán disponibles en la memoria principal un gran número de páginas para cada proceso.
• Después de un tiempo, todas las páginas de la memoria contendrán parte de las referencias más recientes del proceso. La tasa de fallos de página será menor.
• Cuando se incrementa el tamaño de la página, cada página individual contendrán posiciones cada vez más distantes de cualquier referencia reciente. La tasa de fallos será mayor.
Figura 8.11. Comportamiento típico de la paginación en un programa.
Ta s
a d
e f a
l lo s
de
pág
i na
Ta s
a d
e f a
l lo s
de
pág
i na
(a) Tamaño de página (b) Número de marcos de página asignados
P = Tamaño del proceso completoW = Tamaño del conjunto de trabajoN = Número total de páginas del proceso
Tamaño de página• Múltiples tamaños de página proporcionan
la flexibilidad necesaria para usar una TLB eficazmente.
• Las páginas grandes se pueden utilizar para traducir instrucciones de programa.
• Las páginas de pequeño tamaño se pueden emplear para las pilas de los hilos.
• La mayoría de los sistemas operativos favorecen el uso de un solo tipo de página.
Ejemplos de tamaños de páginas
Tabla 8.2. Ejemplos de tamaños de páginas.
Computadora Tamaño de página
Atlas 512 palabras de 48 bits
Honeywell-Multics 1.024 palabras de 36 bits
IBM 370/XA y 370/ESA 4 Kbytes
Familia VAX 512 bytes
IBM AS/400 512 bytes
DEC Alpha 8 Kbytes
MIPS de 4 Kbytes a 16 Mbytes
UltraSPARC de 8 Kbytes a 4 Mbytes
Pentium de 4 Kbytes a 4 Mbytes
Power Pc 4 Kbytes
Segmentación
• Los segmentos pueden ser de distintos tamaños, incluso de forma dinámica.
• Simplifica la gestión de estructuras de datos crecientes.
• Permite modificar y recopilar los programas independientemente.
• Se presta a la compartición entre procesos.
• Se presta a la protección.
Tablas de segmentos
• Segmento correspondiente de la memoria principal.
• Cada entrada de la tabla de segmentos contiene la longitud del segmento.
• Se necesita un bit para indicar si el segmento correspondiente está presente en la memoria principal.
• Otro bit de control necesario es un bit de modificación que indique si el contenido del segmento correspondiente ha sido modificado desde que se cargó por última vez en la memoria principal.
Entradas de las tablas de segmentos
Dirección virtual
Entrada del segmento de tabla
Número de segmento Desplazamiento
PP MM Otros bits de controlOtros bits de control LongitudLongitud Base de segmentoBase de segmento
Figura 8.2. Formatos típicos de gestión de memoria.
(b) Sólo segmentación
Paginación y segmentación combinadas
• La paginación es transparente al programador. • La paginación elimina la fragmentación externa. • La segmentación es visible para el programador. • La segmentación permite gestionar estructuras de
datos que pueden crecer, la modularidad y el soporte de la compartición y la protección.
• Cada segmento se divide en varias páginas de tamaño fijo.
Paginación y segmentación combinadas
Dirección virtual
Entrada de la tabla de segmentos
Nº. segmento
PP MM
LongitudLongitud Base de segmentoBase de segmentoOtros bits de controlOtros bits de control
Número de páginaNúmero de página Despla-zamientoDespla-
zamientoNúmero de segmentoNúmero de segmento
Otros bits de controlOtros bits de control Número de marcoNúmero de marco
Entrada de la tabla de páginas
Figura 8.2. Formatos típicos de gestión de memoria.
(c) Segmentación y paginación combinadas
P = Bit de presenciaM = Bit de modificación
Memoria principalDirección
Distribuidor
Proceso A
Proceso B
Proceso C
Ningún acceso permitido
Instrucción de salto (no permitida)
Referencia a datos(permitida)
Referencia a datos (no permitida)
Figura 8.14. Relaciones de protección entre segmentos.
Políticas de lectura
• Política de lectura:– Está relacionada con la decisión de cuándo se
debe cargar una página en la memoria principal. – Con la paginación por demanda, se trae una
página a la memoria principal sólo cuando se hace referencia a una posición en dicha página:
• Cuando un proceso se ejecute por primera vez, se producirán muchos fallos de página.
– Con la paginación previa, se cargan más páginas de las necesarias:
• Es más eficiente traer a la memoria un número de páginas contiguas.
Políticas de reemplazo
• Política de ubicación:– Qué página se va a reemplazar.– La página que se va a reemplazar tiene que
ser la que tenga una menor posibilidad de ser referenciada en un futuro cercano.
– La mayoría de las políticas intentan predecir el comportamiento futuro en función del comportamiento pasado.
Políticas de reemplazo• Bloqueo de marcos:
– Cuando un marco está bloqueado, la página cargada en ese marco no puede ser reemplazada.
– La mayoría del núcleo del sistema operativo está en marcos bloqueados.
– Estructuras de control.– Buffers de E/S.– El bloqueo se consigue asociando un bit de
bloqueo a cada marco.
Algoritmos básicos de reemplazo
• Política óptima:– Selecciona para reemplazar la página que
tiene que esperar una mayor cantidad de tiempo hasta que se produzca la referencia siguiente.
– Es imposible de implementar porque requiere que el sistema operativo tenga un conocimiento exacto de los sucesos futuros.
Algoritmos básicos de reemplazo
• Política de la usada menos recientemente (LRU):– Reemplaza la página de memoria que no ha
sido referenciada desde hace más tiempo. – Debido al principio de cercanía, ésta sería la
página con menor probabilidad de ser referenciada en un futuro cercano.
– Una solución sería etiquetar cada página con el momento de su última referencia.
Algoritmos básicos de reemplazo
• Política de primera en entrar primera en salir (FIFO):– Trata los marcos asignados a un proceso como un
buffer circular. – Las páginas se suprimen de la memoria según la
técnica de turno rotatorio (round-robin).– Es una de las políticas de reemplazo más sencillas de
implementar.– Se reemplaza la página que ha estado más tiempo en
la memoria. – Estas páginas pueden necesitarse de nuevo y en un
plazo de tiempo corto.
Algoritmos básicos de reemplazo
• Política del reloj:– Requiere asociar un bit adicional a cada marco,
denominado bit de uso. – Cuando se carga una página por primera vez en un marco
de memoria, el bit de uso de dicho marco se pone a cero. – Cuando se hace referencia a la página posteriormente, el
bit de uso se pone a 1. – Cuando llega el momento de reemplazar una página, el
primer marco encontrado con el bit de uso a 0 es reemplazado.
– Durante la búsqueda para realizar reemplazos cada bit de uso a 1 se cambia a 0.
Primer marco en el buffercircular de marcos que soncandidatos para el reemplazo
Página 9uso = 1
Página 19uso = 1
Página 191uso = 1
Página 1uso = 1
Página 45uso = 1
Página 13uso = 0
Página 67uso = 1
Página 33uso = 1
Figura 8.16. Ejemplo de funcionamiento de la política del reloj.
(a) Estado del buffer justo antes del reemplazo de página
Puntero al siguiente
marco
Página 556uso = 0
Página 222uso = 0
Figura 8.16. Ejemplo de funcionamiento de la política del reloj.
(b) Estado del buffer justo después del siguiente reemplazo de página
Página 9uso = 1
Página 19uso = 1
Página 1uso = 0
Página 45uso = 0
Página 191uso = 0
Página 727uso = 1
Página 13uso = 0
Página 67uso = 1
Página 33uso = 1
Página 222uso = 0
Algoritmos básicos de reemplazo
• Almacenamiento intermedio de páginas:– La pista de la página reemplazada se asigna
a una de las dos listas siguientes: • La lista de páginas libres, si la página no ha sido
modificada.
• La lista de páginas modificadas, si lo ha sido.
Tamaño del conjunto residente
• Asignación fija:– Otorga a cada proceso un número fijo de
páginas en las que ejecutar. – Cada vez que se produce un fallo de página
en la ejecución de un proceso, se debe reemplazar una de las páginas de dicho proceso.
• Asignación variable:– Permite que el número de marcos asignados a
un proceso cambie a lo largo de su vida.
Asignación variable y alcance global
• Es la combinación más sencilla de implementar.• Ha sido adoptada por un buen número de
sistemas operativos. • Normalmente el sistema operativo mantiene un
lista de marcos libres. • Cuando se produce un fallo de página, se añade
un marco libre al conjunto residente del proceso. • Cuando no hay marcos libres, el sistema
operativo debe elegir una página que esté en la memoria para reemplazar.
Asignación variable y alcance local
• Cuando se carga un nuevo proceso en la memoria, se le asigna cierto número de marcos en función del tipo de aplicación, las necesidades del programa u otros criterios.
• Cuando se produce un fallo de página, se selecciona la página a reemplazar de entre las del conjunto residente del proceso que sufre el fallo.
• Se vuelve a evaluar la asignación de vez en cuando.
Políticas de vaciado
• Vaciado por demanda:– Una página se escribirá en la memoria
secundaria sólo cuando haya sido elegida para reemplazarse.
• Vaciado previo:– Escribe las páginas modificadas por lotes.
Políticas de vaciado
• La mejor solución es incorporar almacenamiento intermedio de páginas:– Las páginas reemplazadas pueden situarse en dos
listas: • Modificadas y no modificadas.
– Las páginas de la lista de modificadas pueden escribirse periódicamente por lotes.
– Una página de la lista de no modificadas pueden reclamarse, si se le hace de nuevo referencia o perderse, cuando se asigna su marco a otra página.
Control de carga
• Determina el número de procesos que pueden estar en la memoria principal.
• Cuando hay pocos procesos residentes en la memoria, habrá muchas ocasiones en las que todos los procesos estén bloqueados y se gastará mucho tiempo en el intercambio.
• Si hay demasiados procesos residentes, el resultado será la hiperpaginación.
Suspensión de procesos
• Procesos con la prioridad más baja.
• Procesos con fallos de página:– Este proceso no tiene su conjunto de trabajo
en la memoria principal, por lo que quedará bloqueado de todas formas.
• Último proceso activado:– Este es el proceso con menos posibilidades
de tener su conjunto de trabajo residente.
Suspensión de procesos
• Proceso con el conjunto residente más pequeño: – Este es el proceso que necesita el menor
esfuerzo futuro para volver a cargar el conjunto residente.
• El proceso mayor:– Esta alternativa obtiene la mayor cantidad de
marcos libres.
• Procesos con la mayor ventana de ejecución restante.
Gestión de memoria en UNIX y Solaris
• Sistema de paginación:– Tabla de páginas.– Descriptor de bloques de disco.– Tabla de marcos de página.– Tabla de uso de intercambios.
Estructuras de datos
Número de marco de página EdadCopia en es-
crituraNúmero de marco de página Edad
Modifi-cación
Refe-rencia
ValidezProtec-
ción
Número de dispositivo de intercambio
Número de bloque de dispositivo
Tipo de almacenamiento
(a) Entrada de la tabla de páginas
(b) Descriptor de bloques de disco
Figura 8.22. Formatos de gestión de memoria en UNIX SVR4.
Estructuras de datos
Figura 8.22. Formatos de gestión de memoria en UNIX SVR4.
(c) Entrada de la tabla de marcos de página
(d) Entrada de la tabla de utilización del intercambio
Número de marco de página EdadDispositivo
lógicoEstado de la página
Contador de referencias
Número debloque
Puntero a marcode página
Contador de referencias
Página/número de unidad de
almacenamiento
Gestión de memoria en UNIX y Solaris
• Reemplazo de páginas:– Es un refinamiento de la política del reloj.
• Asignador de memoria del núcleo:– La mayor parte de estos bloques son
significativamente más pequeños que el tamaño de página en las máquinas normales.
Gestión de memoria en Linux
• Directorio de páginas.
• Directorio intermedio de páginas.
• Tabla de páginas.
Gestión de memoria en Windows 2000
• Paginación en W2K:– Disponible.– Reservada.– Confirmada.
Región de 64 Kilobytes para la asignación de punteros NULL (inaccesible)
Figura 8.25. Espacio de direcciones virtuales por defecto en Windows 2000.
Región de 2 Gigabytes para el espacio de direcciones de usuario(no reservado, utilizable)
Región de 64 Kilobytes para la asignación incorrecta de punteros (inaccesible)
Región de 2 Gigabytes para el sistema operativo(inaccesible)