Sistemas Operativos. Tema III: Administración de memoria. Conf. 5.- Asignación de memoria y memoria virtual (parte 2).

Transcripción

1 Tema III: Administración de memoria Sistemas Operativos Conf. 5.- Asignación de memoria y memoria virtual (parte 2). Memoria virtual. Demanda de página y prepaginado. Algoritmos de reemplazamiento de páginas. Sobreposición ( Overlays ). Administración de memoria en sistemas operativos actuales. Bibliografía: Sistemas Operativos Modernos, Andrew S. Tanenbaum, pág Operating Systems: Design and implementation, Tanenbaum pág Operating system Concepts, Peterson and Silberschatz, pág Memoria virtual. En ocasiones se pueden elaborar programas que sobrepasan la capacidad de memoria disponible y la interrogante es que hacer en este caso. Por otro lado, se ha dicho que la eficiencia en el uso del CPU se incrementa con el grado de la multiprogramación. Pero a su vez, dicho grado está limitado por la memoria disponible para almacenar los procesos. La solución a las dos dificultades antes indicadas se encuentra en el uso de la llamada memoria virtual. Esta técnica consiste en permitir la ejecución de procesos que puedan no estar completamente en memoria. Dicho de otra forma, ejecutar programas que son más largos que el espacio de memoria disponible para su almacenamiento. La forma más común de instrumentar la memoria virtual es por medio del paginado. Es tal la relación que a veces se pierde la noción de que el uso de páginas de memoria no necesariamente implica un espacio virtual. Demanda de página y prepaginado. Al usar el paginado para instrumentar la memoria virtual se tendrá que una parte de las páginas del proceso estarán en memoria y otras, lógicamente, se encontrarán almacenadas en un dispositivo de acceso directo (típicamente un disco). Durante la ejecución, si se hace referencia a una página que está en memoria se procede como se explicó con anterioridad y no existe dificultad alguna. La complicación se presenta cuando la referencia se realiza a una dirección que se encuentra en una página que no está en memoria. En este caso, al ir el hardware a la tabla de páginas a tomar la dirección base del marco de página y detectar la situación, provoca una trampa por fallo o demanda de página. El manejador de interrupción ( handler ) de esta trampa hará un intercambio de la página hacia memoria y actualizará la entrada de la tabla de páginas. A 1

2 continuación el hardware repetirá la instrucción que provocó la situación. Como es de suponer, en cada entrada de la tabla de páginas estará la información indicando si la página correspondiente se encuentra o no en memoria. A estos efectos habrá un bit que indicará tal información (acceso válido o no válido). Las acciones implicadas detrás de una demanda de página provocan un incremento sustancial del tiempo de acceso a una posición de memoria, afectando por ello la utilización eficiente del procesador. La demanda de página, aunque inevitable, es indeseable y por ello en el diseño de un sistema operativo con memoria virtual basado en paginado se deben analizar bien todos los factores que tienen incidencia en este sentido. Un aspecto a considerar es la longitud de las páginas. Si estas se toman muy pequeñas, entonces es de esperar una alta frecuencia de ocurrencia de la demanda de páginas. Por otro lado, si fuera muy grande, entonces habría una fragmentación interna significativa en la última. Al producirse una demanda de página, como ya se explicó, habrá que trasladar a memoria la que hace falta. Si el sistema operativo aún conserva marcos de páginas libres, entonces se tomará uno de ellos y se almacenará la información implicando la operación un solo acceso al medio de almacenamiento. Lo normal será que al producirse la demanda de página no hayan marcos libres. En este caso, habrá que sustituir o reemplazar una de las páginas que estaba residiendo en memoria. Si dicha página se ha modificado, entonces deberá reescribirse en el medio de almacenamiento, implicando dos accesos a éste. Para conocer si una página de memoria ha sido modificada ( dirty ) o no, se dispondrá de un bit en cada marco de página. Para sustituir una página residente en memoria se utilizan diferentes técnicas conocidas como técnicas o algoritmos de reemplazamiento de páginas. En algunos sistemas operativos se le permite al algoritmo escoger la víctima solamente entre los marcos de páginas que tiene asignado el proceso (local) o entre todos los existentes (global). Cuando el grado de multiprogramación es muy alto, el número de marcos de página que tendrá asignado cada proceso será bajo y ello puede provocar que un proceso cause una demanda de página y se sustituya una que de inmediato haga falta y así sucesivamente. A este fenómeno se le llama THRASHING. Se dice que un proceso está en THRASHING si está gastando más tiempo del CPU en transferencia de páginas que en realizar computaciones útiles. Si todos los procesos residentes en el sistema están en la situación antes indicada, entonces se dice que el sistema de cómputo está en THRASHING. Como es de suponer, esta situación es totalmente indeseable. Una alternativa a la demanda de página consiste en el llamado prepaginado. En este caso, se traen a memoria determinadas páginas que se asumen serán utilizadas en el futuro inmediato. Si lo asumido fue lo correcto, todo irá bien, en caso contrario se producirá la demanda de página. La memoria virtual se puede instrumentar también por medio de demanda de 2

3 segmentos. La dificultad radica en el tamaño variable de estos. Algoritmos de reemplazamiento de páginas. Para sustituir una página de la memoria lo mejor sería conocer cual es la que más tiempo demorará en ser usada de nuevo (o quizás ya no vuelva a ser usada). Este algoritmo es óptimo y se le conoce como OPT o MIN. Su dificultad consiste en que es imposible de instrumentar, pues es difícil conocer el futuro. Se utiliza como referencia o comparación teórica. El algoritmo de reemplazamiento más simple es el FIFO ( First In - First Out ) u orden de llegada. Consiste en seleccionar como víctima a la página que lleva más tiempo en la memoria. Para la instrumentación se puede hacer uso de una cola en el orden de llegada. En general no es un buen algoritmo, tiene la dificultad de que se puede sustituir una página que todavía se esté usando. Si se usa el pasado reciente como una aproximación del futuro cercano se llega a todo un conjunto de técnicas o algoritmos de reemplazamiento. El primero en este sentido es el LRU ( Least Recently Used ). En este caso, se sustituye la página menos recientemente usada, es decir la que hace más tiempo no se usa. Este algoritmo es bastante bueno, pero se requiere disponer de hardware para su instrumentación. Una instrumentación por software consistiría en mantener las páginas en una lista doblemente enlazada. Cuando se hace referencia a una página en la lista, ésta se traslada a la cola. Evidentemente, la página en la cabeza de la lista será la víctima a sustituir (pudiera ser al revés, como está en el Peterson). Esta instrumentación es muy costosa en tiempo del CPU. Aún cuando casi ningún sistema de cómputo brinda el hardware necesario para una instrumentación del LRU puro, si contienen elementos que permiten una aproximación. Esta consiste en tener por cada página en memoria un bit que se pondrá en uno (1) si la página es referenciada, lógicamente al ser traída a memoria se pondrá en cero (0). A este bit se le llama bit de referencia. Con lo antes indicado, se adiciona a cada página en memoria un byte o palabra que se usará como un registro de desplazamiento. A intervalos fijos (digamos con la interrupción del reloj) el sistema operativo introduce el bit de referencia (bit R) en la posición más alta del registro, desplazando a la derecha (el más bajo se pierde). Como es de esperar al reemplazar una página se escogerá una entre aquellas que tengan el valor menor en el registro. Cada vez que ocurre la interrupción se ponen a cero todos los bits de referencia. El uso del bit de referencia se puede combinar con el algoritmo FIFO para crear el llamado segundo chance, que consiste en aplicar el algoritmo mencionado, pero si a la que le toca ser reemplazada tiene el bit de referencia en 1, entonces se le pone en 0 y se le coloca en el final de la cola. La seleccionada será la primera que tenga el bit de referencia en 0. Otra instrumentación de reemplazamiento es el algoritmo LFU ( Least frequently 3

4 Used ), aquí se selecciona la página que menos ha sido referenciada en un intervalo. Para su instrumentación se tendrá, por cada página en memoria, un contador. Cada vez que se produce una interrupción del reloj se le adiciona a los contadores el valor del bit de referencia. Como es de suponer se selecciona la página con menor valor. Este algoritmo tiene la deficiencia de que una página que tuvo un alto uso en un momento dado tendrá un valor alto en su contador y permanecerá en memoria aún cuando ya no se utilice. Una solución a esta dificultad consiste en el uso del envejecimiento, que consiste en el algoritmo aproximado del LRU que ya se explicó. La filosofía contraria a la anterior es el algoritmo MFU ( Most Frequently Used ). La instrumentación es igual, pero se selecciona la página con el valor mayor en el contador. Su basamento es que la página menos utilizada en el pasado tendrá más uso en el futuro. Las dos técnicas antes señaladas resultan costosas en tiempo de ejecución. Aún cuando quedarían muchos otros algoritmos, por último se hará referencia a la técnica llamada Clases de páginas o NRU ( Not Recently Used ). Para su instrumentación se requiere del bit de referencia R y uno M que indica si la página fue modificada o no (El dirty antes mencionado). Cada cierto tiempo el sistema de operación limpia el bit R de todas las páginas que están a 1. El hardware lo pondrá en esta forma cada vez que se produzca una referencia (lectura o escritura) y al M cada vez que sea escritura. Entonces se tendrá: R Clase 0 0 Clase 1 0 Clase 2 1 Clase 3 1 M 0 (no referida, no modificada) 1 (no referida, modificada) 0 (referida, no modificada) 1 (referida, modificada) Cuando se produce una falla o demanda de página se seleccionará para reemplazar una de clase 0, si no hay se toma una de clase 1 y así sucesivamente. Sobreposición ( Overlays ). La instrumentación de la memoria virtual a través del paginado es transparente al usuario y éste no tiene conciencia de su existencia. El overlays es otra variante de memoria virtual donde el usuario tiene que participar en forma determinante y su logro depende de la planificación previa que realice en sus programas. Se basa en la carga dinámica. La idea del overlay consiste en tener en memoria sólo la parte del programa y los datos que son necesarios en cada instante. Cuando otras partes se vuelven necesarias, se cargan, almacenándose donde estaban las anteriores. En un programa preparado para overlay se incluye un manejador que se 4

5 encargará de ir cargando cada una de las partes a medida que sean necesarias. La dificultad del overlay consiste en que el programador deberá decidir y diseñar las distintas partes o módulos que componen la aplicación, considerando cuales deberán estar concurrentemente en memoria y cuales podrán sobrescribirse. Dada la consideración anterior es que esta técnica ha sido sustituida por el uso del paginado. Administración de memoria en sistemas operativos actuales. Windows. Históricamente el Windows ha utilizado tres modos de administrar la memoria: modo real, modo standard y el modo protegido (en consecuencia con los modos de la familia de microprocesadores Intel). En modo real se administraba menos de un megabyte de memoria, en modo standard al menos uno y hasta 16 megabytes (con un 80286) o al menos dos megabytes (con un o superior) y en modo protegido al menos dos megabytes (con un o superior). Hasta el Windows 3.0 se utilizaban los tres modos, en el Windows 3.1 se hacia uso del standard y el protegido y a partir del Windows 95 sólo se utiliza el modo protegido (incluyendo las versiones de Windows NT). En los casos en que la versión hacia uso de más de un modo, éste era seleccionado automáticamente a partir del microprocesador que existía y la capacidad de memoria instalada, excepto que el usuario indicara lo contrario. Los dos primeros modos, o sea el real y el standard, trabajaban sobre la base del segmentado. En el segundo caso, se hacía uso del mecanismo de segmentado brindado por el hardware a partir del microprocesador En modo real, como se asumía que el hardware no brindaba las facilidades requeridas, se simulaba por software. En Windows se definían dos tipos de segmentos: fijos (se mantenían en memoria todo el tiempo y en una posición determinada) y movibles. Los segundos, a su vez, se dividían en descartables (su área de memoria se podía tomar con otro fin, típicamente programas y recursos) y no descartables (sólo se podían mover de la posición que tenían en memoria, típicamente datos). De aquí la importancia de que los segmentos se declararán como descartables y si no era posible, al menos como movibles. Sólo se indicaba como fijos aquellos en que no quedaba otra alternativa (por ejemplo, para la caja de mensajes y el icono stop ). Para la simulación del segmentado en el modo real se hacia uso de una estructura de datos que recibió el nombre de burgermaster, donde se llevaba a cabo el control de los movibles. En la gráfica que sigue a continuación se muestra como se distribuía la memoria y el uso de la estructura de datos antes mencionada. 5

6 Cuando se requería espacio para un segmento fijo, se desplazaban hacia arriba los movibles no descartables en la magnitud requerida. En caso de que los requerimientos no se pudieran cumplimentar, entonces se comenzaban a eliminar los descartables y se continuaba con el desplazamiento antes indicado hasta lograr el espacio requerido. Cuando se requería espacio para un segmento movible no descartable, se tomaba del área libre y en caso de no poderse satisfacer la demanda, entonces se comenzaban a descartar los que tenían esta condición. Cuando se requería espacio para un segmento descartable se aplicaban los mismos pasos que en el caso anterior. En todos los casos, sólo se consideraba la no existencia de disponibidad de memoria si eliminando todos los descartables, no se podía dar respuesta a la solicitad planteada. Cuando se devolvía el espacio correspondiente a un segmento no se hacían compactaciones, sino que quedaba como un hueco, esto sólo se realizaba cuando se hacían solicitudes. De lo anterior se desprende la existencia de algún mecanismo para la conservación de estos huecos, probablemente una lista. Como ya se indicó, en el modo standard se utiliza el mecanismo de segmentado existente en los microprocesadores de la familia Intel y por ello no se utilizan los aspectos antes explicados. En el modo protegido se administra la memoria por segmentado paginado. Se utiliza una longitud de página de 4k y el algoritmo LRU para el reemplamiento de estas (lo que quiere decir que se hace uso del concepto de memoria virtual). UNIX. Las primeras versiones del UNIX manejaban la memoria con el esquema de particiones variables. El espacio libre se mantenía por medio de una lista de huecos. 6

7 Para la búsqueda de un hueco se aplicaba el algoritmo del primer acceso o ajuste. Para dar respuesta a la situación de que se requiera un bloque de memoria y no lo haya, se instrumenta el intercambio de trabajos. Esto implicaba la existencia de un planificador de nivel medio que en el UNIX se llamó el intercambiador. La elección de la victima (es decir el proceso a pasar al medio de almacenamiento) se realiza primero entre los procesos bloqueados en base al tiempo de residencia en la memoria y al gastado utilizando el CPU. Si no hay procesos bloqueados, entonces se selecciona de la lista de listos. Cada pocos segundos, el intercambiador revisa la lista de procesos llevados al disco para ver si hay algunos listos para la ejecución. En caso de existir, procede a realizar los intercambios hacia la memoria utilizando como criterio el tiempo de permanencia en el dispositivo. Este procedimiento se continua hasta que: Ningún proceso en el disco esté listo. Los procesos que están en memoria llevan menos de 2 segundos de permanencia en ella. A partir de determinadas versiones (4BSD, Sistema V, etc.) se comienza a utilizar la administración de memoria por medio del concepto de memoria virtual, instrumentada con el paginado. Se utiliza la demanda de página. Los marcos de página libres se mantienen en una lista doblemente enlazada. Cuando un proceso provoca una demanda de página y no existen marcos libres, entonces se bloquea. Para garantizar la existencia de marcos de página libres existe un proceso con alta prioridad cuya tarea consiste en eliminar páginas de la memoria y liberar marcos en base a un algoritmo conocido como reloj de una o dos manecillas. Este algoritmo tiene en cuenta que las páginas eliminadas no sean las que han tenido un uso reciente. El objetivo es tener siempre un porcentaje de los marcos como libres o disponer de una cantidad entre un mínimo y un máximo. El algoritmo antes mencionado se aplica con un criterio global (es decir la página se le quita a cualquiera). MS-DOS. La administración de memoria en MS-DOS tenía un carácter complejo dadas las restricciones del hardware en que surgió (microprocesador 8086 y su capacidad de direccionar sólo un megabyte de memoria). Lo anterior llevó a los conceptos de memoria expandida y memoria extendida. En las explicaciones posteriores sólo se presentará la operatoria considerando la existencia de un megabyte de memoria. La memoria en MS-DOS se dividía en zonas que recibían el nombre de arenas. Tanto constituían arenas los espacios libres como los ocupados. Las arenas comenzaban en un límite de párrafo (16 bytes) y estaban constituidas por una cantidad dada de estos. Las solicitudes y devoluciones se realizaban en párrafos. Cada arena comenzaba con un encabezado que contenía las siguientes informaciones: 7

8 Un número mágico (para verificar que efectivamente era un encabezado de arena). Un puntero al proceso que tenía asignada la memoria (podían haber varios en memoria, aún cuando lo que había era monoprogramación, recordar la existencia de los programas residentes). Tamaño de la arena en párrafos. Nombre del fichero ejecutable, si la arena contenía el código de un programa. Como se podrá notar, no existe ningún campo para establecer una lista de las arenas. Estas simplemente van una a continuación de otra y la longitud permite moverse de un encabezado al siguiente. Como es conocido, la memoria en el MS-DOS se clasificaba en memoria convencional (hasta los primeros 64K) y memoria superior. La segunda era similar a la anterior, salvo en que existían espacios que tenían objetivos predefinidos, tales como: memoria de video, memoria de la ROM-BIOS, etc. Inicialmente, la estructuración antes explicada era válida para la memoria convencional. La memoria superior pod ia ser incorporada mediante una llamada al sistema (por supuesto que las áreas con objetivos predefinidos no se incluían en dicha estructuración). El sistema operativo tenía que asignar memoria en las situaciones siguientes: Cargar un hijo (se mandaba a ejecutar un programa por el usuario o por otro programa). Cargar un overlay. Para satisfacer una llamada al sistema realizada por un programa para requerir memoria. La estruturación de la memoria era como se muestra a continuación. Por supuesto, inicialmente existía una sóla arena conteniendo todo el área dedicada a los programas. 8

9 Como es de suponer, para asignar memoria se comienza la búsqueda del espacio a partir de la primera arena hasta encontrar una que esté libre y que tenga una longitud mayor o igual a la necesaria. En caso de ser mayor, la arena se dividía en dos, una con la cantidad asignada y la otra quedaba como un hueco. Al liberarse una arena, ésta no se unía con las adyacentes, en ese momento. La unión o fusión de arenas adyacentes se realizaba durante el proceso de búsqueda de un hueco. La técnica a ser aplicada para la búsqueda de un hueco podía ser seleccionada por el programa mediante una llamada al sistema. Las posibilidades eran: Primer acceso o ajuste. Mejor acceso o ajuste. Ultimo acceso o ajuste (el último que cumplía con el espacio requerido). El MS-DOS no realizaba intercambios ( swapping ) ni paginación. Si se solicitaba un espacio de memoria y no existía, se recibía un código de error, siendo responsabilidad del que realizaba la llamada al sistema decidir la acción a tomar. 9