administraciÓn de la memoria sistemas operativos héctor e. medellín anaya
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ADMINISTRACIÓN DE LA MEMORIA
Sistemas Operativos
Héctor E. Medellín Anaya
Contenido
Administración de la memoria sin intercambio ni paginación
Intercambio Memoria virtual Algoritmos de sustitución de páginas Aspectos de diseño para sistemas de paginación Panorama de administración de memoria en MINIX
Introducción
La ley de Parkinson dice que "los programas se expanden con el fin de llenar la memoria disponible para contenerlos".
La parte del sistema operativo que se encarga de la memoria se llama administrador de memoria.
Su labor es llevar el control de qué partes de la memoria están en uso y cuáles no lo están, asignar memoria a los procesos cuando la necesiten y retirárselas cuando terminen, y administrar el intercambio entre la memoria central y el disco cuando la memoria central no baste para contener todos los procesos.
Direcciones físicas y lógicas
Las direcciones lógicas o virtuales son las generadas por la CPU.
Las direcciones físicas son las que ve la unidad de memoria.
Carga dinámica
En la carga dinámica una rutina no es cargada hasta que es llamada.
En enlace dinámico en lugar de posponer la carga hesta el tiempo de ejecusión, el enlace es el que se pospone.
Monoprogramación sin intercambio ni paginación
0XFFF...
Programadel usuario
Sistema operativoen RAM
en ROM
Manejadores dedispositivos em ROM
Sistema operativo
Programadel usuario
Programadel usuario
Sistema operativoen RAM
0
(a) (b) (c)
La memoria se divide entre el sistema operativo y un solo proceso de usuario.
Multiprogramación y uso de la memoria
Utilización de la unidad central de procesamiento como función del número de procesos que hay en la memoria.
Utilización de la CPU(en porcentaje)
100
80
60
40
20
0 1 2 3 4 5 6 7 8 9 10
Espera de E/S del 20%
Espera de E/S del 50%
Espera de E/S del 80%
Grado de multiprogramación
Análisis de rendimiento
TrabajoTiempode llegada
1
1 410:00
2
3
1
15
Minutos dela CPU quese necesitan
2
3
4 2
10:10
10:15
10:20
CPU ociosa
CPU ocupada
CPU/proceso
2 3 4
.80 .64 .51 .41
.20 .36 .49 .59
.20 .18 .16 .15
2
3
4
010 20 22 27.6 28.2 31.7
2.0 .9
.9
.8
.8
.8
.3
.3
.3
.3
.9
.9
.9
.1
.1 .7
Termina el trabajo 1
Inicia el trabajo 2Trabajo
Tiempo (relativo a la llegada del trabajo 1)
(b)
(c)
(a)
Particiones fijasLista de espera deentrada multiples
Partición 4
100 KSistema
(a)
Partición 3
Partición 2
Partición 1
operativo
200 K
400 K
700 K
0
Partición 4
Sistema
(b)
Partición 3
Partición 2
Partición 1
operativo
Lista de espera deentrada única
Intercambio: Multiprogramación con particiones variables
Sistema
(a)
A
operativoSistema
(b)
A
operativo
B
Sistema
(c)
A
operativo
B
C
Sistema
(d)
operativo
B
C
Sistema
(e)
operativo
B
C
D
Sistema
(f)
operativo
C
D
Sistema
(g)
operativo
E
C
D
Tiempo
Sistema
(a)
A
operativo
B
Espacio para el crecimiento
Realmente en uso
Espacio para el crecimiento
Realmente en uso
Sistema
(b)
Programa A
operativo
Programa B
Datos B
Pila B
Pila A
Datos A
Espacio para el crecimiento
Espacio para el crecimiento
Asignación de espacio
Mapas de bits
(a)
A B C D E
24168
11111000
111111
11111000
11
11 111100
0P 5 5H 3 8P 6
14P 4 18H 4 20P 5
26P 3 29H 3 X
Cavidad Comienza Longituden 26
Proceso
(c)
(b)
Administración con listas enlazadas
Primer ajuste: el administrador ratrea la lista hasta hallar una cavidad que sea lo suficientemente grande.
Siguiente ajuste: igual que el primer ajuste pero empezando en donde se quedó la vez anterior.
El que mejor ajusta: busca en toda la lista hasta encontrar la cavidad que ajusta mejor.
El que peor ajusta: toma siempre la cavidad más grande disponible.
El sistema compañero
Inicialmente
Retorno A
Solicitud 70
CavidadesMemoria
Solicitud 35
Solicitud 80
Solicitud 60
Retorno B
Retorno D
Retorno C
128k 256k 384k 512k 640k 768k 896k 1M
A
A
A
B
B
B
B
C
C
C
C
C
D
D
64
64
64
64
64
64
128
128
128
128
128
128
128
128
256
256
256
512
512
512
512
512
512
512
1024
1
3
3
3
4
4
4
3
1
Memoria virtual
virtuales a la MMULa CPU envia direcciones
Tarjeta de CPU
CPU
MMU
La MMU envia direccionesfísicas a la memoria
MemoriaContolador
de disco
Paginación
dirección virtualEspacio de Direcciones de
la memoria física
2
1
6
0
4
3
X
X
X
5
X
7
X
X
X
X
0-4K4K-8K
8K-12K12K-16K16K-20K20K-24K24K-28K28K-32K32K-36K36K-40K40K-44K44K-48K48K-52K52K-56K56K-60K60K-64K
Página virtual
0-4K4K-8K8K-12K12K-16K16K-20K20K-24K24K-28K
28K-32K
Cuadro de página
0123456789
1011121314
010
001
110
000
100
011
000
000
000
101
15
000
111
000
000
000
000
1
1
1
1
1
0
0
0
1
1
0
1
0
0
0
0
0 0 1 0 0 0 0 0 0 0 0 0 0 1 0 0
110
1 1 0 0 0 0 0 0 0 0 0 0 1 0 0
Tabla depáginas
Valor de compensación
Página virtual = 2Bit presente/
ausente
Dirección virtualentrante (8196)
Dirección físicasaliente (24580)
Operación interna de la MMU
Algoritmos de sustitución de páginas
Sustitución de páginas óptima
Se sustituye aquella página que se vaya a referenciar dentro del tiempo más largo posible.
Sustitución de página no usada recientemente
Se mantiene dos bits R y M que indican si una página fue referenciada (R) y/o modificada (M). Se clasifican la páginas en cuatro categorías de acuerdo:
Clase 0: no referido, no modificado
Clase 1: no referido, modificado
Clase 2: referido, no modificado
Clase 3: referido, modificado
Se retira una página elegida al azar de la clase no vacía con la numeración inferior.
Sustitución de páginas donde la primera que entra es la primera que sale o FIFO
Se usa una cola ordenada en donde las más antigua esta a la cabeza y la de atrás es la más reciente. Se pueden examinar los bits R y M para eliminar la página más antigua que no haya sido modificada y referenciada primero. El algoritmo continua buscando las más antiguas de clase 1,2 y 3.
El FIFO de segunda oportunidad verifica el bit R, si es 1, pone la página en la cola con el bit R a cero y continua la búsqueda.
Sustitución de páginas
Anomalía de Belady
Página más reciente
Todos los cuadros de página están vacios inicialmente
0 10
2
01
3
12
0
23
1
30
4
01
4
01
4
01
2
14
3
42
3
42
Página más antigua9 fallas de páginaP P P P P P P P P
Página más reciente 0 10
2
0
132
3
0
23
0
24
1
30
2
41
3
02
4
13
0
23
1
3
Página más antigua10 fallas de páginaP P P P P P P P P
0 1 1 1 2 3 4 0 1 2
P
(a)
(b)
Página
0
00
1
0
01
0
01
0
00 0 0 0
(a) (b)
0 1 32
01
32
Página
0
01
0
0
01
0
11
0
10 0 0 0
0 1 32
01
32
(c)
Página
0
00
0
0
00
0
01
0
11 1 0 1
0 1 32
01
32
(d)
Página
1
01
0
1
000
0
0
01 1 0 0
0 1 32
01
32
(e)
Página
1
01
0
1
00
0
00
0
01 1 0 1
0 1 32
01
32
Página
1
01
0
0
00
0
10
0
11 0 0 1
(f) (g)
0 1 32
01
32
Página
0
00
1
0
01
0
11
0
10 0 0 1
0 1 32
01
32
(h)
Página
1
00
1
1
01
1
10
0
00 0 0 0
0 1 32
01
32
(i)
Página
1
00
1
1
00
0
00
0
01 1 0 1
0 1 32
01
32
(i)
Página
1
00
1
1
00
1
00
0
01 1 0 0
0 1 32
01
32
1
Sustitución de páginas usadas menos recientemente (LRU)
Se puede simular LRU mediante un algoritmo llamado algoritmo no usado frecuentemente o NFU. En cada interrupción de reloj, el sistema operativo rastrea todas las páginas que están en a memoria. Para cada página, el bit R, se suma a un contador. Cuando ocurre una falla de página, se elige la página con el contador más pequeño para su sustitución.
Se puede optar por el mecanismo de la figura siguiente, en esta, los bits se agregan después de desplazar el contador un bit a la derecha, a esto se le llama envejecimiento.
Simulación de la página usada menos recientemente en software
Bits R de la
0 1 0 1
(a)
0
página 0-5,pulso de reloj 0
11
10000000
1 00000000
2 10000000
3 00000000
4 10000000
5 10000000
Bits R de la
01 0 1
(b)
página 0-5,pulso de reloj 1
01
11000000
10000000
01000000
00000000
11000000
01000000
Bits R de la
01 01
(c)
página 0-5,pulso de reloj 2
11
11100000
11000000
00100000
10000000
01100000
10100000
Bits R de la
0 0 0 1
(d)
página 0-5,pulso de reloj 3
01
11110000
01100000
00010000
01000000
10110000
01010000
Bits R de la
0 1 0 0
(e)
página 0-5,pulso de reloj 4
01
01111000
10110000
10001000
00100000
01011000
00101000
Página
El algoritmo de envejecimiento simula LRU en software. Se muestran seis páginas para cinco pulsos de reloj. Los cinco pulsos de reloj se representan por los incisos de (a) a (e).
Sustitución de páginas
(a)(b) (c)
Edad
A0 10A1 7A2 5A3 4A4 6A5 3B0 9B1 4B2 6B3 2B4 5B5 6B6 12C0 3C1 5C2 6
A0A1A2A3A4A6B0B1B2B3B4B5B6C0C1C2
A0A1A2A3A4A5B0B1B2A6B4B5B6C0C1C2
Sustitución de páginas local contra global. (a) Configuración original. (b) Sustitución de páginas local. (c) Sustitución de páginas global.
Fallas de página
A
B
Número de cuadros de página asignados
Fallas depáginas/seg.
Tasa de fallas de página como función del número de cuadros de página asignados.
Continuación
MOVE.L 6(A1),2(A0)
MOVE Código de operación
Primer oprerando
Segundo operando
1000
1002
1004
6
2
16 bits
Instrucción que puede causar una falla de página.
Nivel del A.M. en MINIX
InicProceso
del usuario...
Espacio del usuario
Procesodel usuario
Procesodel usuario
Adiminstradorde la memoria
Sistemade archivo
Tarea Tarea Tarea Tareadel disco tty del reloj del sistema
...
Manejo de los procesos
Kernel(todas las tareasenlazadas en unprograma objeto)
El administrador de la memoria se ejecuta fuera del kernel, en el espacio del usuario.
Esquema de la memoria
La memoria se asigna mediante dos mecanismos, cuando un proceso se ramifica y mediante la llamada a exec.
640K
0MINIX
A
B
(a)
MINIX
A
B
(b)
MINIX
A
B
(c)
Proceso hijo deA
C
Esquema de la memoria interna de un solo proceso
Pila
Texto
Datos
El segmento de pila crece hacia abajo
El segmento de datos crece hacia arriba(o hacia abajo) cuando se hacen llamadas a BRK.
Total
Manejo de mensajes
Las llamadas siguientes están relacionadas con la asignación y desasignación de memoria: fork, exit, wait, brk, y exec.
Las siguientes pueden afectar el contenido de la memoria: signal, kill, alarm y pause.
Las cinco llamadas a get/set no tiene nada que ver con la administración de la memoria en absoluto.
Estructuras de datos y algoritmos que administran la memoria
El administrador de la memoria tiene dos estructuras de datos principales: la tabla de procesos y la tabla de cavidades.
La ranura k de la tabla de procesos se refiere al mismo proceso que la ranura k de la tabla del sistema de archivos y del kernel. Cuando se crea o se destruye un proceso, las tres partes actualizan sus tablas para reflejar la nueva situación, con el fin de mantenerlas sincronizadas.
La tabla de procesos del administrador de memoria se llama mproc. El campo más importante es el arreglo mp_seg, el cual tiene tres captaciones, para los segmentos de texto, datos y pila, respectivamente. Cada captación es una estructura que contiene la dirección virtual, la dirección física y la longitud del segmento.
Asignación de memoria
(a) Un proceso en la memoria. (b) Su representación en la memoria para un espacio I y D no separado. (c) Su representación en la memoria para un espacio separado para I y D.
Pila
Texto
Datos
210K (0 X 34800)
208K (0 X 34000)
207K (0 X 33C00)
203K (0 X 32C00)
200K (0 X 32000)
Dirección (Hex)0
0
00x3200
0x3200
0x3400
0x1C0
0x800x200
Virtual Física Longitud
Texto
Datos
Pila
(a)
(b)
0
0
0xC00x3200
0x32C0
0x3400
0x100
0x800x200
Virtual Física Longitud
Texto
Datos
Pila
(c)
Las llamadas al sistema fork, exit y wait
La creación de un proceso se efectúa por fork, que se ejecuta como una serie de pasos, como se muestra
1. Verificar si la tabla de procesos está repleta.
2. Intentar asignar memoria al proceso hijo.
3. Copiar la imagen del proceso padre en la memoria del proceso hijo.
4. Hallar una ranura del proceso libre y copiar la ranura del proceso padre en él.
5. Meter el mapa de memoria del derivado en la tabla del proceso.
6. Elegir un pid para el proceso hijo.
7. Indicar al kernel y al sistema de archivo acerca del proceso hijo.
8. Informar del mapa de la memoria del proceso hijo al kernel.
9. Enviar mensajes de contestación al proceso padre y al proceso hijo.
Terminación de un proceso
Un proceso termina por completo cuando ocurren dos eventos: (1) El proceso mismo ha salido (o ha sido eliminado por una señal) y (2) su proceso padre ha ejecutado una llamada al sistema wait para saber lo que sucedió. Un proceso que ha salido o ha sido eliminado, pero cuyo padre todavía no ha realizado una llamada a wait por él, entra en un tipo de animación suspendida, que algunas veces se conoce como estado zombie. Se evita que éste se programe y tiene desactivado su cronómetro de alarma (si estaba activado), pero no se elimina de la tabla de procesos. Su memoria no se libera, aunque pudiera haberse hecho. Cuando finalmente el proceso padre realiza una llamada a wait, se libera la ranura de la tabla de procesos y la memoria, y se informa al sistema de archivo y al kernel.
continuación
INITEspera
Espera
Salida
Zombie
6 7 8
12
52 53
INIT
6 7 8 52 53
(a) (b)
(a) Situación en la que el proceso 12 está a punto de salir. (b) situación después de que ha salido.
La llamada al sistema exec
Esta ejecuta su trabajo en una serie de pasos, como se muestra
1. Verificar las autorizaciones (¿es ejecutable el archivo?)
2. Leer los encabezados para obtener los tamaños del segmento y del total.
3. Capturar los segmentos y el medio del solicitante.
4. Liberar la memoria anterior y asignar la nueva.
5. Copiar la pila en al nueva imagen de la memoria.
6. Copiar los segmentos de texto y datos en la nueva imagen de la memoria.
7. Verificar y manejar los bits setuid, setgid.
8. Fijar la captación de la tabla de proceso.
9. Indicar al kernel que ahora el proceso es ejecutable
Ejemplo de llamada a exec
Cuando un usuario teclea
ls -l f.c g.c
al shell, éste hace la llamada
execve("/bin/ls", argv, envp);
continuación
(a) Los arreglos que se pasan a execv. (b) La pila construida por execv. (c) La pila después de la recolocación hecha por el adm. de la memoria. (d) La pila como figura en main al inicio de la ejecución.
(a)(c)
Arreglo del medio
0
\0 ts a/ rs u
=E MO H
/
\0 c. g
cf
\0
\0 l- \0
ls
.
028024201714
retorno=/usr/ast
Arreglo de argumentos
0g.c.f.c.-lls
\0 ts a/ rs u
=E MO H
/
\0 c. g
cf
\0
\0 l- \0
ls
.
05138
05134513051275124
4038363432302826242220181614121086420
515051485146514451425140513851365134513251305128512651245122512051185116511451125110
\0 ts a/ rs u
=E MO H
/
\0 c. g
cf
\0
\0 l- \0
ls
.
05138
05134513051275124
515051485146514451425140513851365134513251305128512651245122512051185116511451125110
51205110
4retorno
5108510651045102
envpargvargc
(b)
(d)
La llamada al sistema brk
Los procedimientos de biblioteca brk y sbrk se utilizan para ajustar el límite superior del segmento de datos. El primero toma un tamaño absoluto y llama a brk. El segundo toma un incremento positivo o negativo al tamaño corriente, determina el tamaño del nuevo segmento de datos y después llama a brk.
La variable brksize, siempre contiene el tamaño corriente tal que sbrk pueda obtenerlo. La variable se inicializa a un símbolo generado por el compilador que da el tamaño inicial del texto más datos (I y D no separados) o simplemente datos (I y D separados). El nombre y, de hecho, la existencia real de tal símbolo dependen del compilador.
Manejo de señales
Las señales se pueden generar de dos formas: por medio de una llamada al sistema kill y por medio del kernel. Las señales originadas por el kernel que regularmente se implementan son SIGINT, SIGQUIT y SIGALRM.
El administrador de la memoria procesa todas las señales de la misma forma. Para cada proceso que deba señalarse, se hacen varias verificaciones para ver si la señal es viable. Un proceso puede señalar a otro si tienen el mismo uid y si se iniciaron desde la misma terminal. Además, no pueden señalarse ni los zombies ni los procesos que hayan llamado explícitamente a signal para ignorar la señal.
Otras llamadas al sistema
El administrador de la memoria también maneja algunas otras llamadas al sistema simple: getpid, getuid, getgid, setuid y setgid. Las tres primeras llamadas simplemente buscan y entregan la información solicitada. getuid produce el uid efectivo y el real. Dependiendo de si se llamó a getuid o a geteuid, uno o el otro se extrae del mensaje y se entrega al usuario. Lo mismo sucede con gid. Estas cinco llamadas son las más simples de minix.