C7 memoria virtual_ssoo_mododecompatibilidad_

Sistemas Operativos

Organización de la Memoria

Memoria Real Memoria Virtual
Sistemas Operativos Profesor:
Your picture here Un solo Multiprogramación
Ciclo 2012-1 Diaz Muñante Jorge proceso

Multiprogramación
Particiones
Particiones fijas
variables

Segmentada
Administración de la Memoria Virtual 1 Colas
Varias
colas
Paginada Segmentada + Paginada

Antecedentes Actividad de los procesos

Particiones Particiones Manejo de errores
Fijas Variables
Fragmentación Fragmentación :: :: :: :: :: :: :: :: :: ::
Interna Externa
E1 E2 E3 E4 E5 E1 E2 E3 E4 E5

Tamaño del Tamaño del
E6 E7 E8 E9 E10 E6 E7 E8 E9 E10
proceso limitado proceso limitado
por el tamaño de por el tamaño de E11 E12 E13 :: :: E11 E12 E13 :: ::
la partición la memoria real
:: :: :: :: :: :: :: :: :: ::

Asignación de Memoria
En la practica rara vez se presentan todos los
Tamaño total del proceso
errores en una misma ejecución.
4

Actividad de los procesos Actividad de los procesos

Manejo de tablas, vectores u otra estructura de datos
Software base: Editor de texto
:: :: :: :: :: :: :: :: :: ::
:: :: :: :: ::
V1 V2 V3 V4 V5 V1 V2 V3 V4 V5
Conversión de
V6 V7 V8 V9 V10 V6 V7 V8 V9 V10 Minusculas a
V11 V12 V13 V14V15 V11 V12 V13 V14V15 Mayusculas

:: :: :: :: :: :: :: :: :: ::
:: :: :: :: ::

En la practica solo usamos pocos elementos de las
En la practica usamos rara vez esta opción
estructuras de datos.
Ejm: Vector (100x100) y usamos solo (10x10)
5 6

Diaz Muñante Jorge 1

Sistemas Operativos

Principio de localidad Premisa

Referencias repetidas No se requiere que un proceso este almacenado en la memoria principal
initializacion Inicio del Fin del en forma completa
Cod. 1 Cod. 2 datos
datos codigo codigo Ventajas
Saltos esporadicos
– No hay limite para el tamaño de los procesos
working set: Fase inicial del Fase final del Fase Principal
proceso proceso del proceso – Aumenta el numero de procesos en memoria
– Disminución de las Operaciones e/s
Dening
– Principio de localidad
– Las referencias de los procesos tienden agruparse en
zonas pequeñas del espacio direccionable. Estas
zonas ademas tienden a cambiar en forma
intermitente.
7 8

Memoria Virtual Jerarquía de Memoria

Es la separación de la memoria lógica del usuario de la memoria física Memoria Cache: Memoria real Memoria Virtual
Ilusion de una Costo razonable Ilusion de una memoria
memoria muy pero velocidad de gran tamaño
rapida intermedia
• Una gran memoria virtual cuando solo se dispone de una Virtual
memory
memoria física mas pequeña
Main memory

Cache
Registers

Words
Lines
(transferred Pages
explicitly (transferred
via load/store) automatically (transferred
upon cache miss) automatically
upon page fault)

9 10

La memoria virtual La paginación
La ilusión de la memoria infinita

- Consiste en dividir el espacio de direcciones virtual en unidades de
tamaño invariante llamadas páginas.

∞
TLB

Proceso A Proceso A

Tabla
Pagina
Memoria Disco
Memoria 500GB - Los marcos de página son la correspondencia de una página en la
Fisica
Virtual 1 GB memoria física, es decir, el espacio en la RAM donde realmente esta
4 GB la página, teniendo ambos el mismo tamaño. De esta forma, todas
las unidades de transferencia de datos desde y hacia la RAM se
hacen en el tamaño de una página.
Paginada Segmentada Segmentada Marco de
+ Paginada Página
Proceso A RAM

Página


Sistemas Operativos

Memoria Virtual con paginas Configuracion de la memoria virtual

Continuidad Artificial

Pag 0 Marco 0
Pag 1 Marco 1
Pag 2 Marco 2 Memoria
Memoria real
Virtual Pag 3 Marco 3
Pag 4 Marco 4
Pag 5 Marco 5
Pag 6
Espacio de direcciones
Pag 7 4k reales
Espacio de direccionamiento
lógico 13 14

Memoria Virtual Estatica / Dinamica Tabla de Paginas
Memoria Secundaria
Principal (Disco Duro) Memoria
Virtual de Sistema Operativo
Proceso P
Tabla de
Página 0 Páginas de P Memoria Física
Página 1 Página 0 Marco 2 Principal (RAM)
0 1 2 3
Página 2 Página 1 Marco 0
Página 3 Página 2 Sistema
No está
Operativo
4 5 6 7 … Página 3 No está
P0 P1 P2 Página 4 Marco 6 Marco 0 Página 1

(direcciones lógicas)
8 9 10 11 … No Marco 1 Libre
están Marco 2 Página 0
P3 P4 P5 P6

(direcciones Físicas)
Marco 3 Libre
Página n- Marco 5
. 1 Marco 4 Página n
.
Página n Marco 4 Marco 5 Página n-1
.
Lista de Marco 6 Página 4
32 33 34 35 Marcos Libres
… Libres
Pn-1 Pn Marco 1
. Marco 3
Marco m Libre
.
Marco 7
.
… … D-1 D Página n …
Marco m

15 16

Fallo o falta de pagina Falla o falta de Pagina
La pagina esta en
El proceso trata de usar una pagina que no esta en memoria real. Sistema 3 memoria auxiliar
Pasos: operativo
– 1. Referencia a una pagina, verifica su bit de
2 Trampa
validez (esta invalida = i)
Cargar 1
Referencia Memoria
– 2. Ocurre una trampa M
Física
– 3. SO busca un marco libre
i
– 4. Lleva la pagina del disco a la memoria
6 Reinicia la libre
– 5. Actualiza la tabla de paginas instrucción Tabla de
paginas 4 Carga la
– 6. Reinicia la operación pagina
5 Restablece
17 tabla de pag.
18


Sistemas Operativos

Estructura tabla de páginas Compartiendo paginas

Direcion Virtual # Pag Offset
r w x v re m s c su pid g gd other
otros Marco # (Proceso A):

PageTablePtrA pag #0 V,R
r Read (lectura) s Shared-compartida
pag #1 V,R
w Write (escritura) c caching
page #2
pag V,R,W
x Execute su super-pagina pag #3 V,R,W
Pagina
(ejecucion)
v valida pid process id pag #4 N
compartida
re referenciada g (extended) guard pag #5 V,R,W

m modificada gd guard data PageTablePtrB pag #0 V,R

pag #1 N

caching: páginas asociadas a registros de dispositivos pag #2 V,R,W Esta pagina fisica
referenciada: 1 cuando se hace una referencia a una página pag #3 N aparece en los 2
procesos
para leer o escribir page #4
pag V,R
V,R

modificada: recuperación marco, si página no ha sido pag #5 V,R,W

modificada no se escribe a disco
Valida o : 1 entrada valida y puede ser utilizada Direccion Virtual: # Pag Offset
Process B
presente/ausente 0 página no cargada en memoria 20

Traduccion de Direcciones Traduccion de direcciones

Memoria Real
Pagina # Memoria Real
0 1 2 3 4 5 6 7

Desplazamiento
“d” 2k d
DR instruccion Direccion Real = (5,10)
Instruccion DV Memoria Virtual
¿? 0 1 2 3 4 5 6 7

d
Direccion Virtual = (3,10)
Dir.Virtual=(# pag, d) <traducir> Dir.Real =(# mar,d)
21 22

Traduccion de direcciones Traduccion de direcciones

Registro base
Tab.Pag Dirección virtual
a Pagina p Desplazamiento Dirección virtual
d Page # d marco # d

a
+ a a
p + p d marco
a+p + b+d
b b
Dirección
Tabla de real Tabla de
paginas Programa paginas Memoria
física
23 paginación
24


Sistemas Operativos

Tablas de 02 Niveles Tabla de 2 niveles
Direccion Marco
10 bits 10 bits 12 bits fisica: Page # Offset
Direccion P1 index P2 index Offset
virtual:
Dirección virtual
4KB
p1 p2 d
PageTablePtr

Dirección
real
4 bytes
m d
Arbol de tablas
Tablas tam. fijo (1024
entradas)
m

Tabla de 1er nivel Tablas de 2do nivel 4 bytes
25 26

Memoria asociativa Traduccion de direcciones

Memoria especial - TLB
– (Translation Look-aside Buffers)
Dirección lógica
– acceso rápido: . 10-20% del tiempo de acceso a memoria
p d
– pequeño tamaño: 64-1024 entradas
pagina marco
– solo contiene parte de la Tabla de Páginas acierto

m d
Memoria de acceso por contenido
– Se compara con todas las páginas disponibles a la vez Dirección
TLB real
– Si la página buscada no está hay que buscarla en la Tabla de Páginas
en memoria principal falla
m
– Después del fallo se refresca la memoria asociativa
– El método es válido en función del porcentaje de éxito
• se basa en que casi siempre los programas acceden a direcciones Tabla de
consecutivas 27 paginas
28

Estrategias de Administración Estrategias de Administración

Estrategia de Obtencion: Determinan cuándo se debe cargar una página Estrategia de Colocacion:
en memoria

Determinan en donde se debe cargar una página en memoria
– Paginación por demanda
• Se trae una página sólo cuando se hace referencia a ella
• El principio de cercanía reduce los fallos.
– Paginación previa
• Se traen a memoria varias páginas contiguas
• Mayor eficiencia de carga desde dispositivo secundario

29 30


Sistemas Operativos

Estrategias de Administración Reemplazo de Pagina

Estrategia de Reemplazo:

¿ Qué página se reemplaza en memoria principal cuando marco b.validz M.Real Sacar la pagina
victima
se debe cargar otra y no hay espacio para ella? Cambiar a
invalido
2 1
m0
/ vi
/
m
m v victima
nueva
4
Cambiar la tabla 3
Tabla de para la nueva
paginas pagina
Introducir la
pagina deseada

31 32

Algoritmo Optimo Algoritmo optimo

Cada página se va a etiquetar con:
Número de instrucciones antes de hacer la
1a. referencia a dicha página p3 p1 p2
Principio algoritmo:
eliminar página con la máxima etiqueta. 5 inst
10 inst.
30 inst.
Página 1 Página 2 Página 3

Etiqueta: 10 Etiqueta: 30 Etiqueta: 5 Ejecución
reemplazo

34

Algoritmo Optimo Algoritmo pésimo

¿cuál pagina involucra la peor decisión de reemplazo?
7 0 1 2 0 3 0 4 2 3 0 3 2 1 2 0

7 7 7 2
7 2 2 2 2 2 2 2 2 2 2 2 2
0 0 0 0 0 0 4
0 4 4 0
4 0 0 0 0 0
Marcos de página
1 1 1 3
1 3 3 3 3 3 3 3 3
1 1 1

7 1 0 4 3
8 fallos de página

35 36


Sistemas Operativos

Algoritmo FIFO Algoritmo FIFO

Principio: Los primeros en entrar, son los primeros en salir.

S.O. tiene una lista de todas las páginas en memoria, siendo
p3 p4 p1 p2 la primera página la más antigua y la última la más reciente.

FIFO Optimo En un fallo de página se elimina la primera página y se
Pasado mas lejano Futuro mas lejano añade la nueva al final de la lista.

FIFO es muy pocas veces usada en su forma más pura.
Ejecución
reemplazo

37

Algoritmo FIFO Algoritmo FIFO

7 0 1 2 0 3 0 4 2 3 0 3 2 1 2 0

primera P1 P2 P3 P4 P5
P6
7 7 7 2
7 2 2 2 4
2 4 4 0
4 0 0 0 0 0
última
P3 0 0 0 0 3
0 3 3 2
3 2 2 2 2 1
2 1 1
Marcos de página
P4 1 1 1 1 0
1 0 0 3
0 3 3 3 3 2
3 2
siguiente P5
P6
P1 7 0 1 2 3 0 4 2 3
P2
12 fallos de página

40

Algoritmo FIFO No paginado

Por que podría ser bueno?
– Quizás la página que entró a memoria primero ahora no
se necesita
Por que podría ser malo?
– Quizás página esta en uso
• Las primeras paginas en llegar son del sistema operativo
• Los programas asignan los valores al inicio.
– Podría exponer anomalía de Belady

42


Sistemas Operativos

Algoritmo de la Segunda Oportunidad

FIFO/3 Marco 0 1 2 3 0 1 4 0 1 2 3 4 0 1 2 3 Modificación simple de FIFO
Marcos 0
1 evita deshacerse de una página de uso frecuente
2
inspeccionando el bit R de la página más antigua.

FIFO/4 Marco 0 1 2 3 0 1 4 0 1 2 3 4 0 1 2 3 si (R = 0) => página antigua y no utilizada
marcos 0 se reemplaza en forma inmediata
1
2 si (R=1) => el bit se limpia
3 la página se coloca al final de la
lista, su tiempo de carga se
actualiza
43

Algoritmo de la Segunda Oportunidad Algoritmo de Reemplazo de Reloj

En FIFO la
Mantener páginas en una lista circular con forma de reloj.
Página 1 saldría Una manecilla apunta hacia la página más antigua.
Orden de entrada a la memoria

0 A
Pág 1 1 Pág 2 1 Pág 3 0 Pág 4 0 Pág 5 0 L B
Se mira la primera página (la más vieja).
Tiene su bit de uso en 1, por lo tanto se le da K C
otra oportunidad. Se setea en cero R, y se
pasa a la cola 0
Pág 2 1 Pág 3 0 Pág 4 0 Pág 5 0 Pág 1 0 J D
Idem al caso anterior
I E

Pág 3 0 Pág 4 0 Pág 5 0 Pág 1 0 Pág 2 0
H F
G
Al encontrarse una página con el bit en cero,
se escoge para desalojo.
Al ocurrir un fallo de página se inspecciona la página a la que apunta la
manecilla.
En el caso de que todas las páginas hayan
tenido el bit de uso en cero, este algoritmo
Si bit R = 0 => página se retira de memoria, se inserta nueva página en
degrada en FIFO. su lugar en el reloj manecilla avanza una posición
Esto continua hasta encontar una página con R = 0.
Ejemplo de uso: Solaris

Ejemplo: Algoritmo de Reemplazo de Reloj Ejemplo: Algoritmo de Reemplazo de Reloj

Estado del buffer justo antes n 0 Estado del buffer justo antes n 0
de un reemplazo de un reemplazo
Pag 9 Pag 19 1 Pag 9 Pag 19 1
uso = 1 uso = 1 uso = 1 uso = 1

Pag 1 Pag 1
. uso = 0 . uso = 0

. 2 . 2
Puntero al Pag 45 Puntero al Pag 45
marco siguiente uso = 1 marco siguiente uso = 0
. .
Pag Pag
Pag 222 Pag 191 727 Pag 222 Pag 191 727
uso = 0 uso = 1 3 uso = 0 uso = 1 3
8 8

Pag 33 Pag 556 Pag 33 Pag 556
uso = 1 uso = 0 uso = 1 uso = 0

Pag 67 Pag 13 4 Pag 67 Pag 13 4
7 7
uso = 1 uso = 0 uso = 1 uso = 0

6 5 6 5


Sistemas Operativos

Ejemplo: Algoritmo de Reemplazo de Reloj Ejemplo: Algoritmo de Reemplazo de Reloj
Estado del buffer justo antes n 0 Estado del buffer n 0
de un reemplazo después del reemplazo
Pag 9 Pag 19 1 Pag 9 Pag 19 1
uso = 1 uso = 1 uso = 1 uso= 1

Pag 1 Pag 1
. uso = 0 . uso = 0

. 2 . 2
Puntero al Pag 45 Puntero al Pag 45
marco siguiente uso = 0 marco siguiente uso = 0
. .
Pag
Pag 222 Pag 191 727 Pag 222 Pag 191
uso = 0 uso = 0 3 uso = 0 uso = 0 3
8 8

Pag 33 Pag 556 Pag 33 Pag 727
uso = 1 uso = 0 uso = 1 uso = 1

Pag 67 Pag 13 4 Pag 67 Pag 13 4
7 7
uso = 1 uso = 0 uso = 1 uso = 0

6 5 6 5

Algoritmo del Reloj Algoritmo del reloj

7 0 1 2 0 3 0 4 2 3 0 3 2 1 2 Ejemplo: Cadena de referencia
0 7 0 1 2 0 3 0 4 2 3 0 3 2 1 2 0

7 7 7 2
7 2 2 2 4 4 4 4 3 3 3 3 0
7 7 7 2
7 2 2 2 4 4 4 4 3 3 3 3 0
0 0 0 0
Marcos de página 2
0 0 0 2 2 2 2 1 1 1
0 0 0 0 0 0 0 2 2 2 2 2 1 1 1
1 1 1 3
1 3 3 3 3 0 0 0 0 2 2 Marcos de página
1 1 1 1
3 3 3 3 3 0 0 0 0 2 2
7 1 2 0 3 4 2 0 3
7 1 2 0 3 4 2 0 3
R R R R R
7 1 7 0 7 0 7 0 2 1 R
0 1
0 1 0 1 0 0 0 0 0 0 12 fallos de página
1 1
1 1 1 1 1 1 1 0 1 0
2 1

51 52

Algoritmo según el uso no tan reciente NRU - Ejemplo

- En este método cada página contiene 2 bits que permite decidir cual página desalojar:
- R (bit solicitado): Se enciende cuando se realiza un acceso a esta página
- M (bit modificado): Se enciende cuando se escribe en la página.

- Se establecen así 4 clases de acuerdo al valor de los bits: (0,0) (1,0) (0,1) (1,0) Clase 0 = {a7,d5,a8,b4,d8}
- Clase 0: No solicitado, No Modificado a7 c2 d2 b3
- Clase 1: No solicitado, Modificado Clase 1 = {d2,a3,c6}
- Clase 2: Solicitado, No Modificado (1,1) (0,0) (1,0) (1,1)
- Clase 3: Solicitado, Modificado b1 d5 a2 c4 Clase 2 = {c2,b3,a2,d7}
- El algoritmo escoge una página partiendo desde las con clase menor. (0,0) (0,1) (0,0) (1,1) Clase 3 = {b1,c4,d9,a5}
a8 a3 b4 d7
- El sistema operativo en cada interrupción de reloj cambia el estado del bit R, para poder identificar cuales
páginas son accedidas constantemente durante el quantum.
(1,1) (1,0) (0,1) (0,0)
a5 d9 c6 d8

54


Sistemas Operativos

Ejemplo NRU Algoritmo LRU

Pag Bit R Bit M Pag Bit R Bit M
0 0 0 0 1 1
Quantum
1 0 0 1 1 0
2 0 0 2 0 0
3 0 0 Durante el quantum se 3 1 1
acceden las páginas 0, 1 Estado de la tabla de páginas en t1 p3 p4 p3 p4 p1 p2
Estado de la tabla de páginas en t0 y 3; y se escribe en las 0
y3 El SO apaga todos los
bits R para poder
determinar cuales de las
Será desalojada páginas han sido FIFO LRU Optimo
ocupadas
Quantum
Pasado mas Pasado mas Futuro mas
Pag Bit R Bit M Pag Bit R Bit M
0 1 1 0 0 1
lejano reciente lejano
1 1 0 1 0 0
2 0 0 Durante el siguiente cuantum 2 0 0 Ejecución
3 0 1 se hacen accesos a las 3 0 1
páginas 0 y 1, luego se pide reemplazo
Estado de la tabla de páginas en t3 la página 4 que no esta Estado de la tabla de páginas en t2
presente y se provoca un
Page Fault.
56

Algoritmo de la menor uso reciente (LRU) Algoritmo LRU

Páginas uso frecuente en las últimas instrucciones se utilizan con cierta probabilidad en las
siguientes.
Es probable que las páginas que no hayan sido utilizadas durante mucho tiempo Cadena de referencia
permanezcan sin uso por bastante tiempo.
Esto induce al siguiente algoritmo: 7 0 1 2 0 3 0 4 2 3 0 3 2 1
al ocurrir un fallo de página se elimina la página que no haya sido utilizada durante 2 0
el tiempo más grande.
LRU: realizable en teoría, no es barato. 7 7 7 2
7 2 2 2 4
2 4 4 4
0 0 0 1
0 1 1
0 0 0 0 0 0 0 0 3
0 3 3 3 3 3 3
0
Implementación: necesario mantener una lista de todas las páginas en memoria, en donde Marcos de página
la página de uso más reciente este al pri ncipio de la lista y la de uso menos reciente al final. 1 1 1 3
1 3 3 2
3 2 2 2 2 2 2 2
Dificultad:
la lista debe actualizarse en cada referencia a
7 1 2 3 0 4 0 3
la memoria.
Busqueda de la página en la lista, su eliminación y posterior traslado al frente de la misma
NO puede ser una operación muy lenta. 11 fallos de página
58

1a. Solución: caso más sencillo Ejemplo solución
Requiere de un contador de 64 bits, C, en hardware. Valor inicial cont = 0;
se incrementa en forma automática después de cada
instrucción.
P0 P1 P2 P3 cont = 1;
1 0 0 0
Cada entrada en tabla de páginas debe contener espacio
necesario para almacenar el contador. P0 P1 P2 P3 cont = 2;
1 2 0 0
Después de cada referencia el valor actual de C se almacena en la
entrada de la tabla de páginas correspondiente a la página a la P0 P1 P2 P3 cont = 3;
que se hizo referencia.
1 2 0 3

Fallo de página: P0 P1 P2 P3 cont = 4;
=> S.O. examina todos los contadores de la tabla 1 4 0 3
de páginas y elige el mínimo, (i.e. página de uso más
reciente). Página más recientemente usada: P1, (cont = 4)
Página menos usada: P2 , (cont = 0)


Sistemas Operativos

2a. Solución: caso más sencillo Ejemplo de LRU con uso de una matriz

Máquina con cuatro márcos, con referencias a las páginas en el orden:
Máquina con n márcos para página, 0, 1, 2, 3, 2, 1, 0, 3, 2, 3
hardware LRU puede matriz de n x n, Después hacer referencia a la página 0 tenemos la situación siguiente:
matriz inicializada en cero. 0 1 2 3 0 1 2 3 0 1 2 3 0 1 2 3
0 0 1 1 1 0 0 0 1 1 0 0 0 0 1 0 0 0 0 0
Referencia al marco k 1 0 0 0 0 1 1 0 1 1 1 1 0 0 1 1 1 0 0 0
2 0 0 0 0 2 0 0 0 0 2 1 1 0 1 2 1 1 0 0
hardware primero activa todos los bits del renglón k 3 0 0 (a)
0 0 3 0 0 (b)
0 0 3 0 0 (d)
0 0 3 1 1 1 (d)
0
desactiva después todos los bits de la columna k.
0 1 2 3 0 1 2 3 0 1 2 3 0 1 2 3
0 0 0 0 0 0 0 0 0 0 0 0 1 1 1 0 0 1 1 0
En cualquier instante: 1 1 0 0 0 1 1 0 1 1 1 0 0 1 1 1 0 0 1 0
renglón con valor binario mínimo es de uso menos 2 1 1 0 1 2 1 0 0 1 2 0 0 0 1 2 0 0 0 0
frecuente, renglón con el siguiente valor más pequeño 3 1 1 0
(d) 0 3 1 0 0 0
(f) 3 0 0 0 0
(g) 3 1 1 1 (h)
0
es el segundo de uso menos reciente, etc.
0 1 2 3 0 1 2 3
0 0 1 0 0 0 0 1 0 0
1 0 0 0 0 1 0 0 0 0
2 1 1 0 1 2 1 1 0 0
3 1 1 0 0
(i) 3 1 1 1 0
(j)

Bancos libres en memoria Modelo del conjunto de trabajo

• Se basa en la localidad
Banco (pool) de marcos libres para poder leer
inmediatamente las paginas fallidas, antes de haber escrito a • Formado por las páginas recientemente accedidas
disco la victima. • Las páginas en uso se encuentran en el CdT
Sustitución y mantenimiento de páginas limpias • El conjunto de trabajo varía con el tiempo

– Cuando el disco está inactivo Número de páginas del
almacenamiento
Se sustituyen las páginas limpias que no hay que escribir en primario asignadas al proceso
disco.
– Periódicamente se buscan páginas para limpiar
Utilizado en VAX-VMS como complemento al método FIFO.
Linux desaloja paginas victimas antes de que se llene la Tiempo
memoria real.
63 64

Modelo de conjunto de trabajo ¿Cómo determinar el CdT?
Evolución del conjunto de trabajo
Inicio nueva fase Inicio nueva fase • El verdadero CdT lo forman las páginas que
Estabilización Estabilización deben estar en el almacenamiento primario para
nº de páginas en conjunto trabajo

Arranque en frío la ejecución eficaz del proceso
Estabilización

w Tiempo de ejecución
t-w t de un proceso

Las páginas referenciadas por el proceso
durante
este intervalo constituye el conjunto de
trabajos
W(t,w), del proceso
t
• W = tamaño de la ventana del CdT
Olvido de páginas de
Olvido de páginas de • ¿Cómo afecta el tamaño de W?
fase anterior
fase anterior 66


Sistemas Operativos

Ejemplo Asignación global vs local

Ventana de 10 referencias Reemplazo global

– Tamaño de conjunto de trabajo = 4
– el marco a reemplazar se selecciona entre todo el
conjunto de marcos
Reemplazo local

215777775162937 WS(t1,10) = {1, 2, 5, 7} – el marco a reemplazar se selecciona solo de su
propio conjunto del proceso.

67 68

Desventajas global vs local Asignación de marcos

Reemplazo global
¿cómo asignamos una cantidad fija de
– un proceso no puede controlar su propia tasa de marcos a los distintos procesos?
fallos de paginas.
Se dispone de 93 marcos y llegan 02
– No depende solo del comportamiento del proceso
sino de todos. procesos
Reemplazo local –¿cuántos marcos obtiene cada proceso?
– impide a un proceso tener acceso a otras paginas
no usadas.
Por lo general el global brinda una mayor productividad.

69 70

Algoritmos de asignación de marcos Algoritmos de asignación de marcos … cont

Asignación equitativa Asignación proporcional

– 93 marcos libres y llegan 05 procesos – px = tamaño del proceso x
– cada proceso recibira 18 marcos. Los 03 – S = ∑ px
sobrantes son deposito de libres. – ml = numero de marcos libres
– formula mpx=px / S * ml

– 62 marcos libres, p1 = 10k y p2 = 127k
– mp1 = 10 / 137 * 62 = 4 aprox.
– Mp2 = 127 / 137 * 62 = 57 aprox.
71 72


Sistemas Operativos

Algoritmos por prioridades Algoritmos de asignación de marcos

En un esquema de asignacion proporcional por “tamaño” nos podríamos Consideraciones
basar en la “prioridad”.
– en ambas técnicas puede variar dependiendo del
Permitir que un proceso de alta prioridad reemplace paginas de otro
proceso de baja prioridad. nivel de multiprogramacion
– El numero de marcos de un proceso de alta – Si aumenta el nivel, cada proceso perdera algunos
prioridad aumentaría en perjuicio de otro de baja marcos para proporcionar a los nuevos.
prioridad. – Si disminuye el nivel, los marcos liberados se
distribuye entre los restantes.

73 74

Procesador Tamaño Niveles Espacio
Paginas Pequeñas
de página de paginación de usuario

Ej: Proceso de 25kb Alpha 8 kb 3 4 Tb
ARM 26 bit 16 ó 32 Kb 2 Hasta 26 MB
Tabla de Paginas Pagina = 2kb Pagina = 1kb
Pagina = 4kb ARM 32 bit 4 Kb 2 3 GB
IA64 4, 8, 16 ó 64Kb 3 10Exab
M68000 4 Kb 3 224MB
M68000 SUN3 8 Kb 2 3,75 Mb
MIPS 4 Kb 2 2 Gb
MIPS64 4 Kb 3 1 Petab
T. Pag = 7 entradas T. Pag = 13 entradas T. Pag = 25 entradas
Linux PARISC 4 Kb 2 ó 3 3 Gb

Fragmentación interna PowerPC 4 Kb 2 2 Gb
S390 4 Kb 2 2 Gb
13 Páginas de 2Kb 25 Páginas de 1Kb
7 Páginas de 4Kb
SH 4 Kb 2 1,984 Mb
Sparc 4 Kb 3 3,75 Mb
Sparc SUN4 8 kb 3 3,75 Mb
Sparc 64 8 kb 3 16 Exab-16Gb
X86 4 Kb 2 ó 3 3 Gb
Desperdicio: 3kb Desperdicio: 1kb Desperdicio: 0kb
76

Hiperpaginacion Hiperpaginación

La tasa de fallos de página es tan alta que el proceso pierde más tiempo
cargando páginas que ejecutando.
Si se produce vapuleo en todos los procesos el sistema queda parado. M.Real Sacar la pagina
Solución victima

– no superar cierto grado de multiprogramación. 1
– proporcionar a cada proceso las páginas que m
necesita en cada momento. victima
nueva
Es muy
2 intensa

Introducir la
pagina deseada

77 78


Sistemas Operativos

Hiperpaginacion
%Utilización de CPU o Productividad (reqs/segs) La segmentación

- Paginación = espacio direcciones unidimensional, (0..max)

- Dotar máquina de varios espacios independientes de
Qué ocurre direcciones, desde 0 hasta cierto máximo.
aquí?
- Los distintos segmentos pueden tener longitudes distintas.

- La longitud de cada segmento puede ser distinta

- La longitud de un segmento puede variar durante su ejecución

- Acceso se hace en dos partes: número de segmento y una
dirección dentro de este

- Un segmento puede tener la protección adecuada para el
Numero de procesos activos tipo de objeto almacenado
Nivel de multiprogramación
79

Espacio de direcciones virtuales Proceso

Tabla de La t.simbolos
simbolos choco contra la Seg0 Seg1 Seg2 Seg3 Seg4
texto fuente 0k 0k 0k 0k 0k
Texto fuente Cons-
4k 4k 4k tan- 4k 4k
tes
Tabla de constantes Txt
8k 8k 8k 8k pila
fuente Arbol
árbol léxico 12k Tab. 12K 12K lexic. 12K
Simb
16k 16k 16k 16k
Llamadas a la pila
20k 20k

En un espacio unidimensional de direcciones con tablas crecientes, una tabla 24k
Una mem. Segmentada permite a cada tabla
puede encimarse con otra crecer o encogerse con independencia
81 82

Ejemplo de segmentacion Compartiendo Segmentos

Direccion virtual Fragmentacio Editor Tabla Segmentos P1
Segment # Offset n limite base
Seg 1 segmento 0 0 25286 43062 43062
(cod.) Externa 1 4425 68348
Seg 2 Memoria datos 1
(datos) segmento 1
Seg 3 Fisica editor
Como pagina:
(pila) Espacio direcciones 68348
valida, Seg 3 virtuales de P1
Memoria virtual modific., (pila) datos 1
72773
proteccion,
MMU Tab etc.
de Seg 1 Editor
Bas Limi Otros
Segmento (cod.) Tabla Segmentos P2
offset < 90003
e t segmento 0
no limite ? STBR limite base
datos 2 datos 2
STLR 0 25286 43062
Si Seg 2 segmento 1 98553
Fallo acceso 1 8550 90003
A la mem (datos)
Segmento Base + Offset Espacio direcciones
Dirección física virtuales de P2
0x00 Memoria Virtual


Sistemas Operativos

Proceso

Segmentada + 0k
Seg0
0k
Seg1
0k
Seg2
0k
Seg3
0k
Seg4

Paginada 4k 4k 4k 4k 4k

8k 8k 8k 8k

12k 12K 12K 12K

16k 16k 16k 16k

20k 20k

24k
Segmentada + Paginada
86

Caso de estudio: Linux

Niveles de tablas en Linux

Nivel 1 Nivel2 Nivel3 Desplazamiento
p0 p1
Segmento 0
Página
40k Tabla de Tabla de física
Tabla de
páginas páginas páginas

Proceso Segmento 1 p0 p1

120k 10k #Página #Página
#Página
p0 p1

Segmento 2
70k PGD

87 88

Caso de estudio: Linux Caso de estudio: Linux

task_struct vm_area_struct Memoria Memoria
mem_map_t mem_map_t free_are
vm_end virtual física
a Marco Libre
vm_start del proceso count count 4 map
vm_flags 0
Marco
mm vm_inode age age 3 1
Marco
vm_ops
Datos 2 2
Marco
map_nr= 70 map_nr= 4
mm_struct vm_next open ( ) 3
Marco
close ( )
1 Libre
count mem_map_t 4
Marco
pgd vm_area_struct
count 0 5 Libre
Marco
vm_end
vm_start
swapout ()
swapin ( )
age Marco Libre
6
mmap vm_flags
vm_inode Marco Libre
7
Operaciones de Código
vm_ops memoria virtual map_nr= 0 8

vm_next

89 90


Sistemas Operativos


Apertura y proyección del programa sobre
Gestión del área de intercambio:
las áreas de memoria virtual del proceso – Un demonio de intercambio (kswapd) se encarga de
mantener suficientes marcos libres
Fallo de página
– kswapd se ejecuta como un hilo del núcleo activándose en
Paginación No el arranque del sistema
¿Dirección legal?
bajo Acceso ilegal.
demanda Enviar señal
– kswapd cada segundo comprueba si el número de marcos
No SIGSEV al libres es demasiado bajo. Si es así, busca marcos que
¿Acceso legal?
proceso puedan ser descartados o sustituidos
Sí
Fallo de página legal – Algoritmo implementado en el demonio: algoritmo de
Traer página Traer página aproximación al LRU con envejecimiento
desde el desde el
área de No Sí archivo en
¿Entrada vacía en la TP?
intercambio disco

91 92


Técnica de envejecimiento de páginas: – Si una página modificada se lleva a disco:
– Al asignar un marco de página se le asocia por defecto su entrada en la tabla de páginas se marca como inválida
edad 3 se incluye la información para su recuperación posterior y
se libera, añadiéndola en la free_area
– Las páginas rejuvenecen al acceder a ellas (edad+3 hasta
un máximo de 20) – Las páginas no modificadas no se sustituyen:
se descarta su contenido
– Cada vez que se ejecuta kswapd envejece las páginas en
1 si no se usan se marcan como libres, añadiéndolas en la free_area

– Las páginas víctimas para los intercambios se eligen de – Si se recuperan suficientes páginas del proceso
seleccionado, el demonio dormirá de nuevo
entre las páginas viejas (edad 0) y modificadas
– En función de la operación vm_ops->swapout de la región – Si no se liberan suficientes páginas del proceso actual, se
continúa con el siguiente proceso
de memoria (vm_area_struct), la página víctima se lleva a
disco. – El demonio empezará en la página siguiente en una nueva
activación
93 94


֠ kswapd Edad de los marcos de página
Tabla de páginas A 0 1 2 3 4
Proceso A Tabla de páginas A Proceso A
BV BR BM BV BR BM 7 9 0 3 0
Página 0 Página 0
1 0 1 Memoria física 1 0 1 Memoria física
Página 1 Página 1 free_area
1 1 2 Marco 0 0 1 x
Página 2 Página 3 Página 2 Página 3 2
0 0 0 0
Página 3 Página 0 Marco 1 Página 3 Página 0 1
1 0 0 Marco 2 1 0 0 0 2 4
Página 1 Página 1
Marco 3
Proceso B Tabla de páginas B Página 1 Proceso B Tabla de páginas B Página 1
BV BR BM Marco 4 BV BR BM
Página 0 Página 0
0 0 Página 2 Marco 5 0 0 swap
Página 1 Página 1
1 0 3 1 0 3 1
Página 2 Página 2 x
1 0 4 0 0

95 96


Sistemas Operativos

Caso de estudio: W2K / XP Caso de estudio: W2K / XP

El gestor de memoria virtual de W2k utiliza un algoritmo de reemplazo de Al crearse un proceso se le asigna un tamaño mínimo del
páginas local tipo FIFO y paginación por demanda WS
La política de reemplazo sustituye la página más antigua del conjunto de El gestor varía el tamaño de los WS de los procesos según
páginas del proceso que causó el fallo los requirimientos de memoria:
Conjunto de trabajo (WS): número de páginas que el proceso tiene
garantizadas en memoria mientras se está ejecutando
– Incrementa la memoria libre del sistema (recorte
automático del WS) de un proceso si su tamaño es mayor
que el mínimo
– Incrementa el tamaño del WS hasta un máximo si el
proceso genera fallos de página y la memoria no está
demasiado llena
Páginas nuevas Páginas antiguas
Conjunto – Si el proceso requiere más páginas, se eliminan páginas de
su WS empleando el algoritmo FIFO
de
trabajo
97 98

Caso de estudio: W2K / XP Caso de estudio: W2K / XP

Fallo de
Las páginas eliminadas del WS pueden volver a él página Lectura de página del disco o núcleo
rápidamente sin realizar lectura del disco cero
Lista de
marcos
Permanecen en memoria en uno de estos estados: Standby
– Standby: el proceso utiliza el marco de página pero ha sido
Fallos
eliminado del WS WS de
Escritor Lista Hilo
Lista
de marcos de de marco
página de
– Modificado: = Standby pero el proceso ha escrito en la de “soft”
modific. marcos Cero
marcos
página sin actualización de disco libres Cero
proceso Lista de
s marcos
Modific.
lista de páginas Sustitución
en standby o en el WS Lista de marcos
modificadas erróneos
Finaliza el proceso

Conjunto de trabajo
99 100


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