Gestão de Memória. mecanismos de gestão de memória protecção da memória algoritmos de gestão de memória. P. Ferreira/J. A. Marques - INESC/IST 01/02 1

Gestão de Memória

Ö

mecanismos de gestão de memória

Ö

protecção da memória

Objectivos e Organização da Gestão de

Memória

Ö

objectivo:

Š Gerir o espaço de endereçamento dos processos

• assegurar que cada processo dispõe da memória que precisa

• garantir que cada processo só acede à memória a que tem direito (protecção)

• optimizar (i.e. minimizar) as transferências de informação em memórias organizadas hierarquicamente

Ö

organização:

Š memória uniforme:a informação (dados ou código) apenas é acessível quando se encontra na memória principal

Š memória hierarquizada: as informações são repartidas ou replicadas por diversos níveis da memória de modo a, simultaneamente, maximizar o número de referências às unidades mais rápidas e minimizar a ocupação das mesmas

Hierarquia de Memória

Ö

memória principal (física ou central):

Š acesso aleatório

Š tempo de acesso reduzido Š custo elevado

Š informação volátil

Ö

memórias secundárias (ou de disco):

Š acesso quase aleatório (por blocos) Š tempo de acesso elevado

Š custo reduzido

Endereçamento

Ö

Para perceber a gestão da memória tem de se começar por

compreender a relação entre os endereços manipulados pelos

programadores, os endereços gerados pelo compilador e os

endereços físicos que realmente permitem aceder à memória.

Ö

Consideremos uma instrução numa linguagem de alto nível

Š A= B+1

Ö

O programador vê apenas referências lógicas que o compilador tem

de transformar em endereços. Três situações se podem colocar:

Š Endereços reais físicos – não existe qualquer operação posterior.

Š Endereços reais recolocáveis – os endereços tem de ser somados a uma base para obter o endereço físico

Š Endereços virtuais – os endereços têm de ser transformados em tempo de execução para os endereços físicos.

Geração dos Endereços Físicos

Ö

realizada na escrita do programa, na sua compilação ou na edição

de ligações:

Š o programa apenas poderá ser executado numa zona determinada da memória principal (colocação estática)

Ö

realizada aquando do carregamento do executável na memória

principal:

Š o editor de ligações gera um executável recolocável que pode ser implantado em qualquer região da memória principal (recolocação e reimplantação estática)

Ö

a correspondência é realizada durante a execução do programa:

Š tradução dinâmica dos endereços virtuais em endereços reais durante a execução do processo (reimplantação dinâmica)

Recolocação

Ö

endereços lógicos e tabelas de conversão:

Š o código dos executáveis possui endereços lógicos convertíveis quando do carregamento em memória para endereços reais mediante a utilização de tabelas de conversão geradas pelo compilador ou editor de ligações

Ö

utilização de endereçamento baseado:

Š durante a execução um endereço real é gerado somando ao endereço lógico um valor constante B (base)

Š O valor B é guardado no registo base do processador e é definido em cada carregamento do executável

Š como medida de protecção, os endereços reais obtidos mediante endereçamento baseado são comparados (pelo hardware) com um valor limite, guardado no registo limite.

Programa principal (residente) Memória principal Overlay 1 Overlay 2 Overlay 3

Mecanismo de Sobreposição (overlay)

Ö

Possibilidade de executar programas com dimensão superior à

memória principal em sistemas com endereçamento real

Ö

os overlays continuam a ter de ser dimensionados para a memória

Overlay (cont.)

Ö

exemplo:

Š parte residente contém as variáveis globais

Š vários overlays comn rotinas de inicialização, cálculo, escrita dos resultados

Ö

é simples de suportar pelo sistema operativo

Ö

implica que o programador indique explicitamente quando deve ser

carregado um novo overlay

Ö

certos programas não são facilmente divididos em overlays

Ö

lento devido à possível troca sistemática de overlays

Ö

obviamente, a parte residente mais qualquer um dos overlays tem

Sistemas Multiprogramados com

Endereçamento Real

Ö

a memória principal está dividida em partições, às quais está

associada uma fila de processos para execução

Ö

as partições podem ser de tamanho fixo (único ou não) ou de

tamanho variável:

Š fixo: menor capacidade de recolocação, utilização de overlays, fragmentação interna, paragem da máquina para alterar a dimensão das partições

Š variável: maior capacidade de recolocação, fragmentação externa, recompactação

Ö

protecção através da utilização de registos com endereços inicial e

Sistemas Multiprogramados com

Endereçamento Real - partições fixas

Ö

memória dividida em partições de dimensão fixa

Ö

em cada partição é carregado um programa

Ö

programas recolocáveis

Ö

fragmentação interna: dimensão dos programas não coincide

exactamente com a dimensão das partições

Sistemas Multiprogramados com

Endereçamento Real - partições fixas

Ö Se o programa da partição i fica bloqueado então o programa da partição j pode

ser executado

Ö O grau máximo de multiprogramação é dado pelo número de partições

Ö Pode suceder que haja uma fila de processos à espera de ser executados numa

dada partição:

Ö Os overlays podem ser usados dentro das partições

Filas de espera de programas para execução (uma por partição)

Partição 0

Partição 2 Partição 1

Tradução de Endereços com Partições Fixas

partição 0 partição 1 partição 2 partição 3 partição 4 partição 5 0 2K 4K 6K 8K 10K Memória física offset + endereço P3 base: 6K registo base 2K <? N Gera Excepção registo limite S

Sistemas Multiprogramados com

Endereçamento Real - partições variáveis

Ö

Alocação sucessiva de partições com dimensões variáveis

Ö

Quando um programa termina, a sua partição pode ser associada a

outra (se for contígua), criando uma única de maior dimensão

Ö

dimensão dos programas limitada pela memória física

Sistemas Multiprogramados com

Endereçamento Real - partições variáveis

Ö número e dimensão de partições variáveis resolve fragmentação interna

Ö fragmentação externa: muitas partições de dimensão muito reduzida

Ö implica a recompactação da memória (garbage collector): programas todos juntos

em partições contíguas (processamento suspenso)

Sistema Operativo Prog A 50 K Prog C 30 K Prog B 70 K Prog D 80 K Livre Prog D 80 K Prog C 30 K Prog B 70 K Prog A 50 K Prog E 40 K

Fila de espera única de programas para execução

Tradução de Endereços com Partições Variáveis

partição 0 partição 1 partição 2 partição 3 partição 4 memória física offset + endereço P3 base registo base P3 dimensão registo limite <? Gera Excepção N S

Endereços Reais e Virtuais

Ö Os primeiros computadores suportavam apenas endereços reais:

Š endereços gerados pelo compilador têm relação directa com os endereços da memória física. O sistema operativo não podia efectuar qualquer gestão dos programas. (para quem se lembra o Sprectum é um computador deste tipo)

Ö Os primeiros sistemas multiprogramados utilizavam uma arquitectura baseada

em que um registo base é somado ao endereço codificado no programa.

Š Os programas podem ser recolocados a partir de um endereço inicial. Š um programa era gerado de forma contígua

Š a dimensão dificulta a gestão da memória

Ö Endereçamento virtual surge como uma solução para estes problemas:

Š os endereços gerados pelo programa são convertidos pelo processador, em tempo de execução, em endereços físicos

Š a unidade de gestão de memória no processador é responsável pela conversão

Š os dados referenciados pelo endereço virtual podem estar em memória principal ou secundária

Endereçamento Real vs.

Endereçamento Virtual

b) Memória Virtual a) Memória Real Espaço de endereçamento

virtual _{Memória Física}

Unidade de gestão da memória Espaço de endereçamento visto pelo

Programa fonte

Referências simbólicas: A = A + 1; Apontadores: B = malloc (size);

Código executável

Endereços reais Endereços virtuais

Não recolocáveis Recolocáveis

Contém endereços físicos _{Gerado com referência} a um endereço de base

Endereços que necessitam de tradução dinâmica durante

a execução do programa

Compilador + editor de ligações

Endereçamento Virtual

Ö

espaço

de endereçamento

dos processos

não

linearmente

relacionado com a memória física

Ö

de cada vez que são usados os endereços virtuais são convertidos

(pela UGM) para endereços reais

Ö

para minimizar a informação necessária à conversão, a memória

virtual é logicamente dividida em blocos contíguos:

Š endereço virtual = (bloco, deslocamento)

Ö

dois tipos de blocos:

Š segmentos - dimensão variável. Š páginas - dimensão constante.

Ö

apenas precisam de estar na memória principal os blocos que estão

Espaço de Endereçamento Virtual

Memória auxiliar Espaço Virtual do processo A Espaço Virtual do processo B Espaço Virtual do Processo C Memória física

Paginação

Ö

espaço de endereçamento virtual linear de dimensão superior à da

memória principal:

Š o programador nunca precisa de se preocupar com a gestão de memória quando escreve um programa

Ö

na memória principal mantêm-se apenas algumas páginas do

programa, sendo carregadas de memória secundária as demais

apenas quando necessário (falta de página)

Ö

as instruções do processador têm de ser recomeçáveis

Ö

a dimensão das páginas (constante) é normalmente muito menor

que a da memória principal e influencia:

Š a fragmentação interna

Š o número de faltas de páginas e o tempo da sua resolução

Š a dimensão das tabelas de páginas e listas de páginas mantidas pelo sistema operativo

R Prot Base + BTP Página Deslocamento Endereço virtual Tabela de Páginas P M Base Deslocamento Endereço real Memória principal Base BTP

Tradução de Endereços Virtuais em Memória

Paginada

Tabela de Tradução de Endereços

(Translation Lookaside Buffer, TLB)

R Prot Base + BTP Página Deslocamento Endereço virtual Tabela de Páginas P M Base Deslocamento Endereço real Memória principal Base BTP TLB

Memória Virtual Paginada

Bits da página são enviados para o TLB Comparação Acesso à Tab. de Páginas Página Presente Actualizar TLB Trazer Página do Disco Concatenar Base e Desloc. S S

Memória Virtual Paginada (cont.)

Ö fragmentação interna na última página de cada bloco lógico do programa

Ö a dimensão das páginas (constante) influencia:

Š a fragmentação interna

Š o número de faltas de páginas e o tempo da sua resolução

Š a dimensão das tabelas de páginas e listas de páginas mantidas pelo sistema operativo

Ö protecção:

Š verificação e limitação dos tipos de acesso ao segmento: leitura, escrita e execução.

Š processos diferentes têm tabelas de páginas diferentes: espaços de endereçamento disjuntos e inacessíveis a terceiros

Š protecção de blocos lógicos: igual protecção do conjunto de páginas que formam esse bloco

Ö partilha de memória entre processos:

Š podem-se partilhar páginas entre diferentes processos usando um mecanismo semelhante ao usado para memória segmentada

Š partilha de blocos lógicos: partilha de múltiplas páginas Š não é possível partilhar menos que uma página

Segmentação

Ö

divisão dos programas em segmentos lógicos que reflectem a sua

estrutura funcional:

Š rotinas, módulos, código, dados, pilha, etc.

Š o espaço de endereçamento virtual é linear em cada segmento

Š o programador pode ter que se preocupar com a gestão de memória quando escreve um programa

Ö

tentar suportar directamente na gestão de memória as abstracções

comuns nas linguagens de programação:

Š carregamento em memória Š protecção

Š eficiência (princípio da localidade de referência)

Ö

dimensão dos segmentos é limitada pela arquitectura e não pode

P Prot Limite Base + BTS Segmento Deslocamento + Deslocamento Limite Endereço virtual Memória principal Tabela de segmentos BTS Base

Tradução de Endereços Virtuais em Memória

Segmentada

Memória Virtual Segmentada

Ö fragmentação externa

Ö protecção:

Š verificação de limites de endereçamento intra-segmentos

Š verificação e limitação dos tipos de acesso ao segmento: leitura, escrita e execução

Š processos diferentes têm tabelas de segmentos diferentes: espaços de endereçamento disjuntos e inacessíveis a terceiros

Ö partilha de memória entre processos:

Š basta colocar nas tabelas de segmentos dos processos em questão o endereço real do segmento a partilhar

Š os endereços virtuais usados para aceder ao segmento partilhado podem ser diferentes nos vários processos

Š a protecção dum segmento partilhado é definida para cada processo através da respectiva tabela de segmentos

Ö os segmentos têm tamanhos variáveis pelo que os algoritmos de substituição na

memória são mais complicados

Limite Base + BTS Página Deslocamento Endereço virtual Tabela de Segmentos P Base Deslocamento Endereço real Segmento Base P Tabela de Páginas + TLB Prot R M Prot

Memória Segmentada/Paginada

Partilha de Memória

Ö

A partilha de memória virtual é bastante simples, basta que os

descritores de segmento ou página em dois processos independentes

referenciem o mesmo endereço base.

Ö

A protecção no acesso (RWE) nos dois processos não têm de ser

idêntica. Por exemplo um segmento pode ser de (RW) num processo

e noutro apenas R.

Ö

Na paginação a partilha tem que ter em conta a granularidade das

páginas. Apenas se pode partilhar páginas ou múltiplos de páginas.

Ö

Numa arquitectura segmentada a entidade partilhada é uma

Protecção de Memória

Ö

Arquitectura Segmentada

Š Processos diferentes têm tabelas de segmentos diferentes;

Š O número de segmento e o deslocamento são verificados, comparando-os respectivamente com a dimensão da tabela e com a dimensão do segmento;

Š Cada segmento tem associado em código de acesso (leitura, escrita, execução).

Ö

Ö

Sistemas Paginados

Š Processos diferentes têm tabelas independentes;

Š O número de página é validado com o tamanho da tabela; Š Cada página tem um código de acesso;

Algoritmos de Gestão de Memória

Ö

existem três tipos de decisões que o sistema operativo tem de tomar

em relação à memória principal:

Š reserva: onde colocar um bloco de informação

Š transferência: quando transferir um bloco de memória secundária para memória primária e vice-versa

Š substituição: quando não existe mais memória livre, qual o bloco a retirar da memória principal para satisfazer um pedido

Reserva de Memória

Ö

a reserva e a libertação de memória ocorre nas seguintes situações:

Š na criação e terminação de processos

Š na criação é reservado espaço para o código, dados e pilha do programa Š na extensão do espaço de endereçamento (área de dados ou pilha)

Ö

reserva de páginas:

Š reservar uma qualquer página entre todas as que estão livres

Ö

reserva de partições variáveis ou segmentos:

Š analisar uma lista de blocos livres para encontrar um com dimensão igual ou superior à desejada

Š escolher o bloco livre que provocar menor fragmentação externa

Š reservar parte ou a totalidade do bloco escolhido tendo em conta uma dimensão mínima para o fragmento gerado

Critérios de Escolha de Blocos Livres

Ö best-fit (o menor possível):

Š gera elevado número de pequenos fragmentos

Š em média percorre-se metade da lista de blocos livres na procura Š a lista tem de ser percorrida outra vez para introduzir o fragmento

Ö worst-fit (o maior possível):

Š pode facilmente impossibilitar a reserva de blocos de grandes dimensões Š a lista de blocos livres tem de ser percorrida para introduzir o fragmento

Ö first-fit (o primeiro possível):

Š minimiza a tempo gasto a percorrer a lista de blocos livres Š gera muita fragmentação externa

Š acumula muitos blocos pequenos no início da lista, ficando para o fim os blocos maiores Š a lista é desordenada e os fragmentos não têm que ser reintroduzidos

Ö next-fit (o primeiro possível a seguir ao anterior):

Critérios de Escolha de Blocos Livres (cont.)

Ö

dimensão do pedido: 15k

Š best-fit – C Š worst-fit – D Š first-fit - B 13K A 13K A 22K B 16K C 32K D 29K E

Critérios de Escolha de Blocos Livres (cont.)

Ö

buddy:

Š a memória livre é dividida em blocos de dimensão bn

Š se b = 2 então designa-se por buddy binário

Š para satisfazer um pedido de dimensão D percorre-se a lista à procura de um bloco de dimensão R tal que 2k-1 _{< R < 2}k

Š se não for encontrado procura-se um de dimensão 2k+i _{, i >0, que será dividido em}

duas partes iguais (buddies)

Š um dos buddies será subdividido quantas vezes for necesssário até se obter um bloco de dimensão 2k

Š se possível, na libertação um bloco é recombinado com o seu buddy, sendo a associação entre buddies repetida até se obter um bloco com a maior dimensão possível

Š consegue-se um bom equilíbrio entre o tempo de procura e a fragmentação interna e externa

Algoritmos de Transferência

Ö

existem três situações em que a transferência pode ser feita:

Š a pedido (

on request

): o programa ou o sistema operativo determinam quando se deve carregar o bloco em memória principal

Š por necessidade (

on demand

): o bloco é acedido e gera-se uma falta (de segmento ou de página), sendo necessário carregá-lo para a memória principal

Š por antecipação: o bloco é carregado na memória principal pelo sistema operativo porque este considera fortemente provável que ele venha a ser acedido nos próximos instantes

Transferência de Segmentos

Ö

normalmente um processo para se executar precisa de ter pelo

menos um segmento de cóidgo, de dados e de stack em memória

Ö

caso haja escassez de memória os segmentos de outros processos

que não estejam em execução são transferidos na íntegra para disco

(swapping)

Ö

os segmentos são guardados numa zona separada do disco chamada

área de transferência (swap area)

Ö

quando são transferidos todos os segmentos de um processo diz-se

que o processo foi transferido para disco (swapped out)

Ö

a transferência de segmentos faz-se usualmente a pedido:

Š em arquitecturas que suportem a falta de segmentos, certos segmentos de um programa podem ser transferidos para memória principal por necessidade

Transferência de Páginas

Ö

o mecanismo normal de transferência de páginas é por necessidade:

Š páginas de um programa que não sejam acedidas durante a execução de um processo não chegam a ser carregadas em memória principal

Ö

usam-se também políticas de transferência por antecipação para:

Š diminuir o número de faltas de página Š optimizar os acessos a disco

Ö

as páginas retiradas de memória principal são guardadas numa

zona separada do disco chamada área de paginação:

Š apenas se ainda não existir uma cópia da página em disco

Ö

as páginas modificadas são transferidas em grupos para memória

Algoritmos de Swapping de Processos ou de

Segmentos

Ö

usam-se geralmente três critérios para decidir qual o processo a

transferir para disco:

Š estado e prioridade do processo: processos bloqueados e pouco prioritários são candidatos preferenciais

Š tempo de permanência na memória principal: um processo tem que permanecer um determinado tempo a executar-se antes de ser novamente enviado para disco

Š dimensão do processo

Ö

estas decisões são normalmente tomadas pela componente de gestão

Algoritmos de Substituição de Páginas

Ö substituição de páginas:

Š manutenção de duas listas de páginas:

• livres

• livres modificadas

Š quando o número de páginas livres é inferior a um determinado valor, o processo paginador irá transferir as páginas livres para disco. Se as páginas livres forem insuficientes será necessário transferir páginas livres modificadas.

Š páginas livres modificadas são periodicamente escritas em disco

Ö o algoritmo de escolha das páginas a libertar segue o princípio da localidade de

referência

Ö menos usada recentemente (Least Recently Used, LRU):

Š utilização de uma marca temporal do último acesso na PTE

Š utilização de um contador por página que indique a que “grupo etário” ela pertence

Š quando o contador, que é actualizado regularmente pelo processo paginador, atingir um valor máximo, a página passa para a lista das livres ou das livres mas modificadas

Algoritmos de Substituição de Páginas (cont.)

Ö

não usada recentemente (Not Recently Used, NRU):

Š agrupamento das páginas em 4 grupos:

• 0: (R = 0, M = 0) Não referenciada, não modificada • 1: (R = 0, M = 1) Não referenciada, modificada • 2: (R = 1, M = 0) Referenciada, não modificada • 3: (R = 1, M = 1) Referenciada, modificada

Š o processo paginador percorre regularmente as tabelas de páginas e coloca o bit R a 0

Š caso não exista, este pode ser simulado usando os direitos de acesso da PTE Š libertam-se primeiro as páginas dos grupos de número mais baixo

Ö

FIFO:

Š é muito eficiente mas não atende ao grau de utilização das páginas (apenas ao seu tempo de permanência em memória primária)

Š existem variantes desta política que evitam a transferência de páginas antigas mas muito usadas para disco

Espaços de Trabalho (working sets)

Ö

os processos devem “roubar” páginas uns aos outros ou devem

“roubar” páginas a si mesmos?

Ö

espaço de trabalho (working set) de um processo num determinado

intervalo de tempo é o conjunto de páginas acedidas pelo processo

nesse intervalo de tempo:

Š verifica-se que, para intervalos de tempo razoáveis, o espaço de trabalho de um processo mantém-se constante e menor que o seu espaço de endereçamento

Ö

se vários processos tiverem menos páginas em memória que o seu

espaço de trabalho o sistema pode entrar em colapso (trashing)

Ö

utilização de valores máximo e mínimo de dimensão do espaço de

trabalho para controlar a paginação:

Espaços de Trabalho (cont.)

faltas de páginas 1 Acessos aleatórios a memória Acessos à memória

Comparação: segmentação e paginação (1)

Ö

segmentação:

Š vantagens:

• adapta-se à estrutura lógica dos programas

• permite a realização de sistemas simples sobre hardware simples

• permite realizar eficientemente as operações que agem sobre segmentos inteiros

Š desvantagens:

• o programador tem de ter sempre algum conhecimento dos segmentos subjacentes • os algoritmos tornam-se bastantes complicados em sistema mais sofisticados

• o tempo de transferência de segmentos entre memória principal e disco torna-se incomportável para segmentos muito grandes

Comparação: segmentação e paginação (2)

Ö

paginação:

Š vantagens:

• o programador não tem que se preocupar com a gestão de memória

• os algoritmos de reserva, substituição e transferência são mais simples e eficientes • o tempo de leitura de uma página de disco é razoavelmente pequeno

• a dimensão dos programas é virtualmente ilimitada

Š desvantagens:

• o hardware é mais complexo que o de memória segmentada

• operações sobre segmentos lógicos são mais complexos e menos elegantes, pois têm de ser realizadas sobre um conjunto de páginas

• o tratamento das faltas de páginas representa uma sobrecarga adicional de processamento

UNIX

Unix - Gestão de Memória

Ö Unix implementado sobre muitos computadores diferentes (baseada, segmentada,

paginada, segmentada/paginada)

Ö a gestão de memória garante:

Š protecção do espaço de endereçamento

Š permitir modificação dinâmica do espaço de endereçamento

Ö existem ainda requisitos de desempenho:

Š manter em memória o maior número de processos Š minimizar as transferências entre disco e memória

Ö dois grupos de implementações:

Š transferência (swapping) nas arquitecturas baseadas e segmentadas Š paginação nas arquitecturas paginadas e segmentadas/paginadas

Transferência (swapping)

Ö primeira implementação do Unix: pdp-11, espaço de endereçamento de um

processo limitado a 8 páginas de 8 Kb cada

Ö arquitecturas segmentadas:

Š regiões (texto, dados, stack)carregadas contiguamente em memória

Š transfere para disco processos que estejam bloqueados ou com menor prioridade

Ö existem 4 casos que provocam a transferência:

Š chamada fork - é preciso espaço para o novo processo Š chamada brk - expande o segmento de dados do processo Š crescimento natural do stack

Š sistema operativo precisa de espaço para carregar em memória um processo que estava

Swapper

Ö swapper: processo que efectua as transferências de segmentos entre memória

principal e secundária

Ö área especial do disco reservada para os segmentos retirados de memória

Ö área de swap: o swapper usa o disco directamente (sem passar pela cache)

Ö alocação de espaço na área de swap é diferente da alocação feita pelo sistema de

ficheiros

Ö área de swap: regiões de cada processo contíguas em disco

Ö processo no estado executável permanece pelo menos 2 segundos em memória

antes de ser swapped out

Paginação

Ö maioria dos “Unixs” têm memória virtual paginada

Ö no sistema V o espaço de endereçamento de um processo organiza-se em regiões

de memória

Ö Um processo tem inicialmente 3 regiões: código, dados e stack

Ö cada região tem uma tabela de páginas própria e uma tabela de descritores de

blocos de disco

Ö As regiões de memória partilhada que um processo mapear constituem novas

Tabelas de Gestão de memória de um

Processo

u area

per process

region table region table

Paginação

Ö tabela de descritores de blocos de disco: para cada PTE contém informação sobre

a página quando está em disco

Ö PTE:

Š endereço físico da página Š bit P (página válida ou não)

Š bit R (página referenciada ou não) Š bit M (página modificada ou não), Š protecção da página,

Š bit de copy on write (C/W), Š bits com idade da página

Ö descritor de blocos: número do device, bloco de disco, tipo da página (transferida,

Tabela de Páginas e de

Descritores de Blocos de Disco

região

P | R | M | C/W | PROT | Idade | End. Físico Nº do Dispositivo | Nº do Bloco | Tipo

Paginação (cont.)

Ö páginas de memória física descritas pela tabela pfdata indexada pelo número da

página:

Š estado da página (livre, existe cópia na área de swap ou num ficheiro executável, operação de leitura pendente)

Š contador com número de processos que referenciam a página Š número de device e bloco onde existe cópia da página

Š dois pares de apontadores (lista de páginas livres, tabela de hashing cuja chave é o device e bloco de disco)

Ö quando a página é libertada:

Š sistema operativo preenche descritor do bloco de disco com o número do device e bloco onde a página vai ser escrita

Š coloca a página na lista das páginas livres e na lista de hashing

Ö falta de página:

Mapeamento da Memória Virtual

541 K 783 K 986 K 897 K . . . 727 K 941 K 1096 K 2001 K . . . . . . 552 K 87 K 852 K 764 K 433 K 333 K . . . . . . 137K empty 8 K 32 K 64 K text data stack Virtual Addresses Per Proc Region Table

Faltas na Gestão de Memória

Ö

Faltas de Presença

Š A página nã está persente na tabela de páginas

Ö

Faltas de Protecção

Š O acesso pretendido não está de acordo com a protecção definida para a página

Ö

SIGSEGV

Š Signal que é enviado ao processo quando a falta não pode ser resolvida pela Gestão de Memória

Š Poderá eventualmente ser tratada pelo processo por exemplo aumentando a região de dados.

Criação de um Processo

Ö fork: duplica os segmentos de código, dados e pilha do pai

Ö não é feita nenhuma cópia física de memória:

Š cria uma nova tabela de regiões para o filho Š dá-lhe a mesma região de código

Š copia as regiões de dados e pilha, i.e. aloca novas tabelas de páginas e copias as PTE e os descritores de blocos de disco

Š em seguida, percorre as PTE do pai e, para as páginas válidas, incrementa o contador de processos na pfdata e coloca a 1 o bit copy on write (no pai e no filho)

Š antes duma página ser escrita (pelo pai ou pelo filho):

• o sistema copia-a para uma nova página que aloca,

• preenchendo a PTE do processo onde ocorreu a falta com o endereço físico da nova página • só se copiam as páginas que forem de facto modificadas

fork

Região 1 (Código) Tabela de Regiões do Processo Pai Tabela de Regiões do Processo Filho 0K 4K 8K 12K 16K Região 2 (Dados do Pai) 0K 4K 8K 12K 16K 921 Região 3 (Dados do Filho) 0K 4K 8K 12K 16K 921 327

Tratamento do Copy on Write

Page 828 Valid, Copy on Write Page Table Entry – Proc A

(a) Before Proc B Incurs Protection Fault

Page 828 Valid, Copy on Write Page Table Entry – Proc B

Page 828 Valid, Copy on Write Page Table Entry – Proc C

Page 828 Valid, Copy on Write Page Table Entry – Proc A

Page 786 Valid Page Table Entry – Proc B

Page 828 Valid, Copy on Write Page Table Entry – Proc C

Page Frame 828 Ref Count 3 Page Frame 828 Ref Count 2 Page Frame 786 Ref Count 1

Execução de um Programa

Ö

só são carregadas as páginas de facto necessárias

Ö

exec:

Š lê o inode correspondente ao ficheiro executável

Š cria uma tabela com os números dos blocos do ficheiro executável correspondente a cada página e associa a tabela ao inode

Š preenche a tabela dos descritores de blocos de disco com o deslocamento da página no ficheiro

Ö

falta de página:

Š sistema operativo usa o valor guardado no descritor de bloco de disco para indexar a tabela asociada ao inode, tendo aí o número do bloco de disco onde está a página

exec

Região 1 (Código do Pai)

Tabela de Regiões

do Processo Pai Tabela de Regiões

do Processo Filho 0K 4K 8K 12K 16K 327 Região 2 (Dados do Pai) 0K 4K 8K 12K 16K 921 Região 4 (Dados do Filho) 0K 4K 8K 12K 16K 529 Região 3 (Código do Filho) 0K 4K 8K 12K 16K 425

Substituição de Páginas

Ö algoritmo Menos Usada Recentemente (LRU)

Ö utilização de cada página é mantida na PTE

Ö page-stealer é acordado quando o número de páginas livres desce abaixo de um

dado limite

Ö percorre as PTE incrementando os bits de idade das páginas

Ö se a página for referenciada a sua idade é anulada

Ö se a página atingir uma certa idade:

Š se não existir cópia na área de transferência o núcleo coloca a página numa lista de páginas para serem transferidas

Š se existir cópia na área de transferência e a página não tiver sido modificada, o núcleo apenas coloca o bit P a zero, decrementa o contador de referências na pfdata e coloca a página a lista de páginas livres

Š se existir cópia na área de transferência mas a página tiver sido modificada em memória, o núcleo coloca-a na lista de páginas para serem transferidas e liberta o espaço que ela ocupava na área de transferência

Substituição de Páginas (cont.)

Ö

quando a página for escrita em disco:

Š núcleo coloca o bit P a zero na PTE respectiva Š decrementa o contador de referências na pfdata

Š se este contador ficar nulo, a página é colocada na lista de páginas livres (pode ainda ser recuperada se for referenciada antes de ser reutilizada)

Š núcleo aloca espaço para a página na área de transferência e guarda o número do bloco de disco no descritor do bloco de disco respectivo

Š mesmo se a página for reutilizada, será sempre escrita em disco

Š para optmizar os acessos a disco, a escrita é feita quando a lista de páginas a serem escritas atinge uma dada dimensão

Tratamento da Falta de Página

Page Table

Phys Page State

Disck Entries Block Descriptors State Block Virt Addr 0 1K 2K 3K 4K 64K 65K 66K 67K . . . . . . . . . 1648 Inv File 3 None 1917 None 1036 Inv Inv Inv Inv DF Disk DZ Disk 1206 387 1036 387 0 . . . . . . . . . . . 1648 1861 1618 1 0 1206 Page Frames

Page Disk Block Count