Sistemas operativos. Tema 7: Gestión n de memoria

Transcripción

1 Sistemas operativos Tema 7: Gestión n de memoria

2 La memoria principal La memoria es el componente central en la arquitectura de un computador. A menudo, el único dispositivo de almacenamiento al que la CPU puede acceder directamente. Un vector de palabras,, cada una con su propia dirección n físicaf sica. La CPU lee instrucciones y lee o modifica datos de la memoria durante cada ciclo de instrucción. n. Las operaciones de E/S con DMA (acceso directo a memoria) escriben/leen datos en memoria. CPU Caché MP DMA

3 Gestión n de memoria Asignar y liberar espacio en memoria según n se necesite. La política empleada repercute en la utilización n de la CPU y los tiempos de respuesta del sistema. Reubicación: vinculación n del espacio de direcciones lógicasl de cada proceso con direcciones físicas f concretas. Seguir la pista de qué partes de la memoria están n siendo usadas y por qué procesos. Protección: impedir accesos (accidentales o malintencionados) a la memoria propia de otros procesos o del SO. Compartición: permitir el acceso de varios procesos a zonas de memoria comunes. Comunicación n entre procesos, mismo código c para varias instancias de un mismo programa, etc.

4 Sobre la reubicación Reubicación n estática tica en tiempo de compilación. Dirección n lógica l = dirección n física. f El compilador genera código c máquina m con direcciones absolutas. Reubicación n estática tica durante la carga. Dirección n lógica l = dirección n física. f El código c máquina m contiene direcciones relativas al comienzo del programa (código reubicable),, que se vinculan a direcciones físicas f al comenzar su ejecución. Reubicación n dinámica. Dirección n lógica l dirección n física. f Código reubicable. Las direcciones físicas f se calculan en tiempo de ejecución,, por medio de un soporte hardware especializado (unidad de gestión n de memoria, MMU).

5 Sobre la protección En general, la ubicación n de un proceso en memoria no se conoce de antemano, y no es posible anticipar todas sus referencias a memoria. Muchas las referencias se calculan dinámicamente (e.g( e.g. a raíz z de instrucciones malloc). La protección n requiere mecanismos que actúen en tiempo de ejecución. La solución n prácticamente universal es proveerla por hardware,, en la propia MMU.

6 Técnicas de gestión n de memoria Monitor Monitor residente. Asignación n contigua con particiones múltiples. Particiones estáticas. ticas. Particiones dinámicas. Asignación n no contigua. Paginación. n. Segmentación. n. Segmentación n paginada.

7 Monitor residente

8 Monitor residente Se divide la memoria en dos zonas: monitor residente (SO) y espacio de usuario. Con reubicación n estática: tica: Registro barrera SO CPU Dir. física NO TRAP SÍ Espacio de usuario

9 Monitor residente Con reubicación n dinámica: Registro barrera SO CPU Dir. lógica + Dir. física Espacio de usuario

10 Intercambio (swapping) Forma de conseguir multiprogramación, utilizando almacenamiento secundario de apoyo. SO P Espacio de usuario P

11 Intercambio Tiempos de cambio de contexto muy elevados. Mejoran solapando la carga o descarga de un proceso con la ejecución n de otro. Buffers del SO, e intercambio dentro de la memoria principal. Cuidado con las operaciones de E/S por DMA. Podrían iniciarse sobre la memoria de un proceso y terminar sobre la de otro. Soluciones: No descargar procesos con E/S pendiente. Realizar la E/S sobre buffers del SO.

12 Asignación n contigua con particiones múltiplesm

13 Sistemas de particiones múltiplesm Objetivo: soporte más s eficiente a la multiprogramación. Se divide el espacio de usuario en un conjunto de regiones o particiones. Cada región n alberga un proceso. Dos variantes: Multiprogramación n con número n fijo de tareas (MFT): particiones estáticas ticas. Multiprogramación n con número n variable de tareas (MVT): particiones dinámicas micas.

14 Con reubicación n estática tica Lím. inferior Lím. superior SO CPU P Dir. física NO SÍ NO SÍ P P TRAP TRAP P Los límites l se actualizan en los cambios de contexto, con la información n del bloque de control del proceso en cuestión.

15 Con reubicación n dinámica Tamaño Dir. base SO CPU Dir. lógica SÍ + P NO Dir. física P P TRAP P El tamaño o y la dirección n base se actualizan en los cambios de contexto.

16 MFT Las particiones de la memoria son fijas, definidas a priori. Asignación n de procesos a particiones: Una cola de procesos por partición. Estrategia best-fit fit: cada proceso se asigna a la partición n más m pequeña a que puede albergarlo. Posibilidad de particiones vacías as aún a n habiendo procesos preparados que cabrían an en ellas. Una única cola. Estrategia best-fit fit-only. Estrategia best-fit fit-available: los procesos entran en la partición más s pequeña a en que caben de entre las disponibles.

17 Ejemplo 7KB KB KB KB SO KB 6KB KB KB El proceso de KB entra en la partición n de 6KB. El proceso de KB entra en una partición n de KB. Best-fit fit-only: El proceso de KB espera. Con exploración n de la cola, el proceso de 7KB entra en la partición n de KB. Best-fit fit-available: El proceso de KB entra en la partición n de KB.

18 Más s sobre MFT Utilizando intercambio,, se puede aumentar el grado de multiprogramación n más m s allá del número n de particiones. Los procesos pueden residir en particiones distintas durante su ejecución n sólo s con reubicación n dinámica. Qué hacer si un proceso solicita más s memoria, excediendo el tamaño o de la partición n asignada? No conceder más m s memoria y abortar la ejecución. Encolar el proceso en espera de una partición suficientemente grande. Exige reubicación n dinámica.

19 Fragmentación Aprovechamiento subóptimo de la memoria. Fragmentación n interna: memoria asignada que no se utiliza. Fragmentación n externa: memoria desocupada que no puede aprovecharse para dar cabida a nuevos procesos. SO 6KB 6KB KB 4KB 4KB 4KB 7KB KB FI KB FI KB FE 8KB En MFT no habría a fragmentación n si las particiones coincidieran con el tamaño o de los procesos.

20 MVT El tamaño o y número n de las particiones de la memoria varía dinámicamente. Mayor flexibilidad que MFT. Elimina la fragmentación n interna: a cada proceso se le asigna únicamente la memoria que va a utilizar. SO SO SO SO SO SO P P P P P P P P 4 P P P

21 Hardware y software para MVT Mismo hardware que en MFT. Predominantemente, reubicación n dinámica. El SO mantiene una lista de huecos,, y asigna memoria según n una determinada estrategia: First-fit fit: selecciona el primer hueco suficientemente grande. Best-fit fit: selecciona el hueco más m s pequeño o de tamaño o suficiente. Hay que explorar toda la lista, salvo que esté ordenada por tamaño. Tiende a generar huecos pequeños, cuyo rastreo es comparativamente costoso. fit: selecciona el hueco más m s grande. Hay que explorar toda la lista, salvo que esté ordenada por tamaño. Pretende crear huecos grandes. Worst-fit

22 Compactación La fragmentación n externa en MVT puede ser grande, y en general aumenta con el tiempo. Caso extremo: un hueco desperdiciado entre cada dos procesos. El problema se alivia con compactación,, desplazando procesos en un sentido y huecos en otro. El desplazamiento obliga a detener la computación. Se necesita reubicación n dinámica mica. Cuándo compactar? Cuando un proceso no pueda alojarse en memoria. De modo preventivo, cuando se exceda un determinado nivel de fragmentación. n. Cuando se realice algún intercambio.

23 Paginación

24 Paginación El espacio lógico l de los procesos se divide en páginas de tamaño o fijo. La memoria se divide en marcos,, del mismo tamaño que las páginas. p Las páginas p se asignan a marcos, posiblemente de manera no contigua. P Pág. Pág. P Pág. Pág. Pág. Pág. Pág. Pág. Pág. Pág.

25 Hardware de paginación Las direcciones lógicas l se descomponen en número de páginap (p) y desplazamiento dentro de la misma (d). La MMU vincula números n de página p a marcos concretos de la memoria física. CPU PTBR Dir. lógica p V d m Dir. física m SÍ d NO V= TRAP MP Tabla de páginas

26 Observaciones El tamaño o de páginas p y marcos es potencia de. Igual número n de bits para p y para m: : los procesos no pueden direccionar más m s memoria que la que hay. Hay una tabla de páginas p para cada proceso. Cuando hay pocas páginas, p las tablas pueden alojarse en registros de la CPU. Lo habitual, sin embargo, es almacenarlas en la propia memoria. En memoria, cada entrada de la tabla ha de ocupar un número entero de palabras.

27 Puntos fuertes No hay fragmentación n externa,, y la asignación de memoria es trivial. Cualquier marco libre es igualmente bueno. La fragmentación n interna se reduce a la última página p de cada proceso. Mejor aprovechamiento de la memoria cuanto más m s pequeñas sean las páginas. p Caso peor: ( página p - palabra) número de procesos. En media: (½ página) número de procesos. Se facilita la compartición: : varios procesos pueden acceder a un mismo marco. El código c compartido debe ser reentrante (i.e.. no debe automodificarse).

28 Puntos débilesd Si las tablas de páginas p se alojan en memoria, se duplica el tiempo de acceso efectivo a la misma. Solución: una caché especial para entradas de las tablas de páginas p (Translation Lookaside Buffer,, TLB). Las tablas de páginas p pueden ocupar un espacio considerable. Ejemplo: memoria de 4GB, páginas p de 4KB y 4 bytes por entrada tablas de 4MB por proceso. Parece recomendable un tamaño o de páginas p grande, para que las tablas tengan pocas entradas. Compromiso con la fragmentación n interna. Soluciones: Paginación n multinivel. Tabla de páginas p invertida.

29 Paginación n en niveles CPU Dir. lógica Dir. física p p d m d PTBR V m MP V m TP Externa A menudo, los procesos no utilizan todas las páginas p del espacio lógico. l Las páginas p no utilizadas se pueden condensar en entradas de la TPE con n V=. Ejemplo (continúa): Memoria de 4GB y páginas p de 4KB 4 bytes por entrada en TPE y TPI bits para p y para p Procesos de MB TP Interna 6KB en tablas por proceso

30 Observaciones El número n de bits de p se ajusta para aprovechar al máximo m el marco de cada TPI. Si las tablas de páginas p se alojan en memoria, se triplica el tiempo de acceso efectivo a la misma. Se pueden compartir TPIs. La idea es generalizable a más m s de niveles.

31 Tabla de páginas p invertida Una única tabla, en memoria, con tantas entradas como marcos. Cada entrada indica qué página de qué proceso se aloja en el marco correspondiente. CPU P P Dir. lógica Dir. física p d i d buscar i MP Si no se encuentra nada, TRAP P p Tantos accesos a memoria como entradas se recorren en la búsqueda. b Una tabla hash limita la búsqueda b a un número n reducido de entradas. Se dificulta la compartición.

32 Segmentación

33 Segmentación El espacio lógico l de un proceso se concibe como un conjunto de segmentos de tamaño o variable. Funciones, variables, pila, etc. Similar a la MVT,, sólo s que los distintos segmentos de un proceso no tienen por qué estar contiguos en memoria.

34 Hardware de segmentación Las direcciones lógicas l se descomponen en número de segmento (s) y desplazamiento dentro del mismo (d). Tabla de segmentos STBR long base CPU s Dir. lógica d MP NO SÍ + TRAP

35 Observaciones Los campos long y d tienen igual número n de bits. El campo base tiene tantos bits como las direcciones de memoria física. f No se necesita bit de validez. La protección n la proporciona el campo long. Hay una tabla de segmentos para cada proceso. Nuevamente, las tablas suelen almacenarse en memoria, con cada entrada ocupando un número n entero de palabras.

36 Puntos fuertes Se divide el espacio lógico l en partes semánticamente definidas. Optimiza la protección y la compartición. No hay fragmentación n interna.

37 Puntos débilesd Se duplica el tiempo de acceso efectivo a la memoria. Solución: una caché especial para entradas de las tablas de segmentos. Las tablas de segmentos pueden ocupar un espacio considerable. Hay fragmentación n externa. Política de asignación first-fit fit, best-fit o worst-fit fit. Compactación. Reducir el tamaño o medio de los segmentos aumentaría el espacio consumido en tablas.

38 Segmentación n paginada

39 Segmentación n paginada Combinación n de segmentación n y paginación. Los segmentos se dividen en páginas p y se meten en marcos. Se mantiene la visión n natural del espacio lógico de los procesos. Se trivializa la asignación (cualquier marco es igualmente bueno), y se elimina la fragmentación n externa.

40 Hardware de segmentación n paginada El desplazamiento dentro del segmento se descompone en un número n de página p (p) y un desplazamiento dentro de ésta (d ). Tabla de segmentos STBR long base m CPU s Dir. lógica d MP SÍ p d m d NO TRAP

41 Observaciones Una tabla de segmentos por proceso, y una tabla de páginas p por segmento. Se introduce fragmentación n interna,, en la última página de cada segmento. Con todas las tablas en memoria, se triplica el tiempo efectivo de acceso a la misma. En comparación n con la segmentación, n, aumenta el espacio consumido en tablas. La paginación n segmentada (paginación segmentando la tabla de páginas) p tiene poco sentido práctico, y apenas se usa.

42 Memoria virtual

43 Memoria virtual Conjunto de técnicas t que permiten ejecutar procesos que no se encuentran completamente cargados en memoria. Principio de cercanías: as: las referencias a memoria tienden a agruparse. Ejecución n de instrucciones en secuencia, acceso a tablas, bucles, etc. localidad(t ) Direcciones accedidas t t Muchos programas contienen código c para opciones poco utilizadas, que no hay por qué tener siempre en memoria.

44 Memoria virtual Las partes de un proceso que no se estén n utilizando en un momento dado pueden guardarse en almacenamiento secundario (típicamente, en un disco duro). Se cargan y descargan partes según n sea necesario. Cada proceso ocupa menos memoria se puede incrementar el grado de multiprogramación y el aprovechamiento de la CPU. En teoría, para ejecutar un proceso llega con tener en memoria la siguiente instrucción y los datos que ésta vaya a utilizar. En la práctica, se intenta aproximar la localidad del proceso. Conjunto residente: parte del espacio lógico l de un proceso que se encuentra en la memoria principal.

45 Memoria virtual Los procesos no están n limitados por el tamaño o de la memoria principal. Antes, para ejecutar procesos muy grandes se recurría a a la programación n de superposiciones ( (overlays). Esta técnica t ha quedado relegada a sistemas empotrados y/o de tiempo real. Al no tener que cargar o intercambiar procesos enteros, se reduce la carga de E/S.

46 Inconvenientes Complejidad elevada: Cómo repartir la memoria entre los procesos? Cuántos procesos pueden residir en memoria simultáneamente? Qué partes de los procesos cargar o descargar? Rendimiento: Los accesos a disco son un cuello de botella.

47 Esquemas de memoria virtual Se puede implementar memoria virtual con cualquier esquema de reubicación n dinámica y asignación n no contigua. Más s fácil f con esquemas que paginan la memoria. Los algoritmos se complican con segmentos de tamaño o variable. El esquema más m s frecuente es la paginación n bajo demanda.

48 Paginación n bajo demanda

49 Paginación n bajo demanda Paginación n + paginador perezoso. No se carga una página p en memoria hasta que una instrucción n necesita acceder a ella. Proceso A MP Disco B A C D C A B C E Memoria virtual paginada D E

50 Soporte hardware La traducción n de direcciones lógicas l sigue el mismo esquema que la paginación sólo que puede haber más s bits en el campo p de la dirección n lógica. l Las Las páginas p en memoria y las que están n en disco se distinguen con el bit de validez: página válida v y cargada en memoria. página inválida o válida v pero no cargada.

51 Soporte hardware Proceso A B Tabla de páginas - A MP Disco C D C A B C E - D E - Al encontrar V=, el SO comprueba si se trata de un acceso inválido o un fallo de páginap en la rutina de atención n a la TRAP. A menudo, las entradas con V= contienen la dirección n de disco donde se almacena la página p correspondiente.

52 Tamaño o de la tabla de páginasp Con memoria virtual, la tabla de páginas p puede volverse extremadamente grande. Ejemplo: memoria virtual de 64GB, páginas p de 4KB y 4 bytes por entrada tablas de 64MB (en memoria real) por proceso. Posibles soluciones: Paginación n multinivel: Sólo tiene que estar siempre en memoria la tabla de páginas p externa. Las tablas de páginas p internas pueden alojarse en disco mientras no se utilizan. Segmentación n paginada: Sólo tiene que estar siempre en memoria la tabla de segmentos. Las tablas de páginas p de cada segmento pueden alojarse en disco mientras no se utilizan. Tabla de páginas p invertida: El SO debe mantener tablas con información n sobre las páginas p que no están n en memoria.

53 El fallo de páginap Ante un fallo de página, p hay que localizar la páginap solicitada en el disco, cargarla en memoria y reiniciar la instrucción. Es un proceso de duración n potencialmente muy larga y variable, principalmente por las operaciones de E/S. El repertorio de instrucciones puede plantear ciertos desafíos, por la dificultad de deshacer los efectos de una instrucción n parcialmente ejecutada. MOV (R)+,DIR: copiar en DIR el contenido de la posición n de memoria apuntada por R, e incrementar R. Si ocurre un fallo de página p al intentar acceder a DIR, hay que devolver R a su valor anterior.

54 Rendimiento t ac : tiempo de acceso sin memoria virtual (en paginación, n, doble del tiempo de acceso a una palabra de la memoria). p: probabilidad de fallo de página. p t fp : tiempo medio de atención n a un fallo de página. p Tiempo de acceso efectivo medio: t ef =(-p) t ac +p (t fp +t ac ) Para t ac =μs s y t fp =ms, una degradación inferior al % requiere p< -. Un fallo de página p cada referencias.

55 Soporte software En la rutina de atención n al fallo de página p interviene una cantidad de software considerable: Reemplazo: si no hay marcos libres cuando se produce un fallo de página, p hay que desalojar alguna de las que residen en memoria principal. Gestión n del conjunto residente: decidir cuántos marcos se asignan a cada proceso. Control de carga: decidir cuántos procesos se pueden mantener en memoria simultáneamente.

56 Reemplazo

57 Reemplazo Se trata de seleccionar una página víctimav para descargar de la memoria, de entre un conjunto de candidatas. Pueden ser páginas p del mismo proceso (reemplazo( local) ) o de cualquiera (reemplazo( global). Los distintos algoritmos se evalúan an sobre cadenas de referencias,, fijando el número n de marcos disponibles. Intuitivamente, a mayor número n de marcos, menor número de fallos de página. p

58 Algoritmo FIFO FIFO (First In, First Out): se reemplaza la página p que lleva más s tiempo en memoria. Ejemplo: con marcos disponibles, la cadena de referencias (,,,,,,,4,,,,,,,,,,,,) produce fallos de página. 4 M M - M - -

59 Algoritmo FIFO Ventaja: Ventaja: muy fácil f de implementar. Inconvenientes: El instante de carga no es una medida de uso: la página p sacrificada podría a volver a necesitarse pronto. Anomalía a de Belady: existen cadenas de referencias tales que con m marcos se producen menos fallos de página p que con m+.

60 La anomalía a de Belady Con marcos, la cadena (,,,4,,,,,,,4,) produce 9 fallos de página. p Con 4 marcos, en cambio, produce. Los algoritmos que no exhiben este comportamiento se denominan algoritmos de pila. M M M M M M M

61 Algoritmo óptimo Idealmente, se debería a reemplazar la página p que tardará más s tiempo en referenciarse. El objetivo es retardar el fallo de páginap todo cuanto sea posible. En el mismo ejemplo de antes se producen 9 fallos de página. p 4 M M M - -

62 Algoritmo óptimo El algoritmo óptimo garantiza la tasa de fallos de página más m s baja posible para un número n de marcos dado. Sin embargo, es difícilmente implementable, porque requiere conocer cadenas de referencias futuras. Se utiliza como patrón para la evaluación n de otros algoritmos.

63 Algoritmo LRU LRU (Least Recently Used): se reemplaza la página p que lleva más m s tiempo sin referenciarse. Por el principio de cercanías, as, se toma el pasado reciente como una aproximación del futuro inmediato. En el ejemplo se producen fallos de página. p 4 M M - M - -

64 Algoritmo LRU LRU es un algoritmo de pila, que suele dar una buena aproximación del algoritmo óptimo. Inconveniente: implementaciones costosas. Contador de referencias a página: p En cada referencia, el valor del contador se copia en la entrada correspondiente de la tabla de páginas. p Se reemplaza siempre la página p cuya entrada en la tabla tiene el valor más m s pequeño. El desbordamiento provoca transitorios de rendimiento muy pobre aumentar el número n de bits del contador. Pila de referencias: En cada referencia se extrae la página p correspondiente de la pila y se pone en la cima. Se reemplaza siempre la página p que está en la base de la pila.

65 Algoritmo de la ª oportunidad Aproximación n de LRU por medio de solo bit. Cada vez que se referencia una página, p se pone R= en la entrada correspondiente de la tabla de páginas. p ª oportunidad = FIFO + bit R. Al recorrer la cola, se examina el bit R: Si R=,, se reemplaza la página. p Si R=,, se pone R= y se pasa la página p al final de la cola. Si R= en todas las páginas, p el algoritmo de la ª oportunidad degenera en FIFO. Aún n así,, el rendimiento suele ser considerablemente mejor.

66 Dirty bit Se puede añadir a adir un bit M (dirty bit),, que se activa cuando se modifica el contenido de la página p correspondiente. Para valores iguales del bit R, es mejor sacrificar una página p con M= porque no hay que escribirla en disco. Algoritmo de la ª oportunidad mejorado:. Con FIFO como base, se selecciona para reemplazo la primera página que tenga R= y M=.. Si no existe tal página, p se busca la primera página p con R= y M=. Durante la búsqueda, b se pone R= en todas las entradas que se recorren y se envían al final de la cola.. Si aún a n no se ha encontrado víctima, v se repiten los pasos y.

67 Gestión n del conjunto residente y control de carga

68 Gestión n del conjunto residente y control de carga Cuántos marcos asignar a un proceso? El mínimo lo determina el repertorio de instrucciones. E.g.. ADD /DIR,/DIR,/DIR puede necesitar 4 marcos: para la propia instrucción, n, para cada sumando y para el resultado. El máximo lo fija el tamaño o de la memoria principal. Políticas de asignación: n: Fija: la asignación n se decide en el momento de la carga. Requiere reemplazo local. Variable: la asignación n se decide dinámicamente. Reemplazo local o global. Cuántos procesos mantener simultáneamente en memoria?

69 Hiperpaginación (thrashing) Si un proceso no dispone de marcos suficientes para su localidad,, pasa más s tiempo en fallo de página p que ejecutándose hiperpaginación. Con asignación n fija,, la hiperpaginación afecta a procesos aislados. Con asignación n variable y reemplazo global,, se produce a nivel de sistema cuando la suma de las localidades de todos los procesos no cabe en la memoria. En ese caso, la utilización n de la CPU cae drásticamente. Utilización de la CPU hiperpaginación Grado de multiprogramación Hay que suspender procesos, descargando su conjunto residente.

70 Modelo del conjunto de trabajo Se define el conjunto de trabajo (working set, WS) de un proceso como el conjunto de páginas p en sus últimas Δ referencias a memoria Δ WS={,,,,4} Δ WS={,6} WS una aproximación n de la localidad del proceso. Se puede aproximar con interrupciones periódicas, a partir de los bits R de la tabla de páginas. p

71 Modelo del conjunto de trabajo Gestión n del conjunto residente: Supervisar el conjunto de trabajo de cada proceso y asignar un número n suficiente de marcos. Descargar las páginas p que dejen de pertenecer al conjunto de trabajo. Control de carga: Si la demanda total de marcos (Σ( WS i ) supera el número de marcos de la memoria, se suspenden procesos. En caso contrario, se pueden cargar procesos nuevos.

72 Frecuencia de fallos de páginap Solución n más m s directa a la hiperpaginación. En vez de supervisar el conjunto de trabajo, se observa la frecuencia de fallos de páginap (FFP) de cada proceso. Gestión n del conjunto residente: Si la FFP excede un umbral superior, se asignan más m marcos al proceso. Si la FFP se reduce por debajo de un umbral inferior, se le quitan marcos al proceso. Control de carga: ídem, sólo s que a partir de la FFP global.

73 Fin