Download - Administración de La Memoria Virtual

ConceptoPaginacin sobre demanda

Reemplazo de pginasAsignacin de marcos

Administracin de memoria: Memoriavirtual

Gunnar Wolf

Facultad de Ingeniera, UNAMInstituto de Investigaciones Econmicas, UNAM

Gunnar Wolf Administracin de memoria: Memoria virtual



ndice

1 Concepto

2 Paginacin sobre demanda

3 Reemplazo de pginas

4 Asignacin de marcos




Disociar por completo memoria fsica y lgica

El primer gran paso hacia la memoria virtual lo cubrimosal hablar de paginacin

Cada proceso tiene una vista lgica de su memoriaCada proceso se mapea a la memoria fsicaPero es exclusivo, distinto del de los dems procesos

Ahora cada proceso tiene un espacio de direccionamientoexclusivo y muy grande

Pero omitimos cmo es que podemos ofrecer msmemoria que la fsicamente disponible

Aqu entra en juego la memoria virtualLa memoria fsica es slo una proyeccin parcial de lamemoria lgica, potencialmente mucho mayor




Retomando el intercambio

Vimos el intercambio en primer trmino al intercambio(swap) al hablar de memoria particionada

Espacio de memoria completo de un procesoMejora cuando hablamos de segmentacin

Intercambio parcial; segmentos no utilizados.El proceso puede continuar con porciones congeladas aalmacenamiento secundario

Con la memoria virtual, el intercambio se realiza porpgina

Mucho ms rpido que por bloques tan grandes como unsegmentoCompletamente transparente al proceso




Esquema general empleando memoria virtual

Figura: Esquema general de la memoria, incorporando espacio enalmacenamiento secundario, representando la memoria virtual




Pequeo cambio de nomenclatura

El intercambio (swap) deja de ser un ltimo recursoPasa a ser un elemento ms en la jerarqua de memoria

El mecanismo para intercambiar pginas al disco ya no esun mecanismo aparte

Ya no hablamos del intercambiador (swapper)Sino que del paginador




Transparencia al proceso

Es importante recalcar que cuando hablamos de memoriavirtual, sta se mantiene transparente al procesoEl proceso puede dedicarse a cumplir su tarea, el sistemaoperativo paginar la memoria segn haga faltaEs posible hacer ciertas indicaciones de preferencia, peroen general no es el caso




ndice

1 Concepto







Deja dormir al cdigo durmiente

En el transcurso de la vida de un proceso, porcionesimportantes de su memoria se mantienen durmientes Cdigo que slo se emplea eventualmente

Respuesta a situaciones de excepcinExportacin de un documento a determinado formatoVerificacin de sanidad al cerrar el programaEstructuras inicializadas con espacio para permitir quecrezcan. . .

Las pginas en que estn dichos datos no son necesariasdurante la ejecucin normal

El paginador puede posponer su carga hasta cuando seannecesariasSi es que alguna vez son requeridas




Entonces, sobre demanda?

Todo el cdigo que ejecute o referencie directamente elprocesador tiene que estar en memoria principal

Pero no tiene que estarlo antes de ser referenciadoPara ejecutar un proceso, slo requerimos cargar laporcin necesaria para comenzar la ejecucin

Podemos emplear a un paginador flojoSlo ir cargando a memoria las pginas conforme van aser utilizadasLas pginas que no sean requeridas nunca sern cargadasa memoria




Paginador flojo?

Flojo: Concepto usado en diversas reas del cmputo

Flojo (Lazy) Busca hacer el trabajo mnimo en un principio, ydiferir para ms tarde tanto como sea posible

Ansioso (Eager) Busca realizar todo el trabajo que sea posibledesde un principio




Cmo hacemos flojo al paginador?

Estructura de MMU muy parecida a la del TLBLa tabla de pginas incluir un bit de validez

Indica si la pgina est presente o no en memoriaSi no est presente, causa un fallo de pgina




Respuesta a un fallo de pgina

Figura: Pasos que atraviesa la respuesta a un fallo de pginaGunnar Wolf Administracin de memoria: Memoria virtual



Pasos para atender a un fallo de pgina1 Verificar en PCB: Esta pgina ya fue asignada al

proceso? (es vlida?)2 Si no es vlida, se termina el proceso3 Buscar un marco disponible

P.ej. en una tabla de asignacin de marcos4 Solicita el al disco la lectura de la pgina hacia el marco

especificadoContina ejecutando otros procesos

5 Cuando finaliza la lectura, actualiza PCB y TLB paraindicar que la tabla est en memoria

6 Termina la suspensin del proceso.Contina con la instruccin que desencaden el fallo.El proceso contina como si la pgina siempre hubieraestado en memoria




Paginacin puramente sobre demanda

Llevar este proceso al extremo: Sistema de paginacinpuramente sobre demanda (Pure demand paging)

Al iniciar la ejecucin de un proceso, lo hace sin ningunapgina en memoria

El registro de siguiente instruccin apunta a unadireccin que no ha sido cargada

De inmediato se produce un fallo de pginaEl sistema operativo responde cargando esta primerpgina

Conforme avanza el flujo del programa, el proceso vaocupando el espacio real que emplear




Efecto de la paginacin sobre demanda

Al no cargarse todo el espacio de un proceso, puedeiniciar su ejecucin ms rpidoAl no requerir tener en la memoria fsica a los procesoscompletos, puede haber ms procesos en memoria de losque cabran antes

Aumentando el grado de multiprogramacin




Midiendo el impacto en la ejecucin

El impacto en la ejecucin de un proceso puede ser muygrandeUn acceso a disco es varios miles de veces ms lento queun acceso a memoriaPodemos calcular el tiempo de acceso efectivo (te) apartir de la probabilidad de que en un proceso se presenteun fallo de pgina (0 p 1)Conociendo el tiempo de acceso a memoria (ta) y eltiempo que toma atender a un fallo de pgina (tf ):

te = (1 p)ta + ptf




Resolviendo con valores actuales

ta ronda entre los 10 y 200nstf est cerca de los 8ms

Latencia del disco duro: 3msTiempo de posicionamiento de cabeza: 5msTiempo de transferencia: 0.05ms

Si slo uno de cada mil accesos a memoria ocasiona unfallo (p = 11000):

te = (1 11000) 200ns + 11000 8, 000, 000nste = 199,8ns + 8000ns = 8199,8ns




Ahora s: El impacto de la paginacin sobredemanda

Esto es, el tiempo efectivo de acceso a memoria es 40veces ms lento que si no empleramos paginacin sobredemandaPodramos mantener la penalizacin por degradacin pordebajo del 10% del tiempo originalPero para que te 220, tendramos que reducir ap 1399,990No olviden: No (necesariamente) es tiempo muerto

Multiprogramacin: Mientras un proceso espera a que seresuelva su fallo de pgina, otros pueden continuarejecutando




Acomodo de las pginas en disco

El clculo presentado asume que el acomodo de laspginas en disco es ptimoSi hay que agregar el espacio que una pgina ocupa en unsistema de archivos, tf fcilmente aumenta

Navegar estructuras de directorioPosible fragmentacin en espacio de archivos lamemoria va quedando esparcida por todo el discoMayores movimientos de la cabeza lectoraProblema prevalente en los sistemas tipo Windows

Respuesta: Particin de intercambio, dedicada 100% a lapaginacin

Mecanismo empleado por casi todos los sistemas Unix




ndice

1 Concepto







Manteniendo el sobre-compromiso

Cuando sobre-comprometemos memoria, los procesos enejecucin pueden terminar requiriendo que se carguenms pginas de las que caben en la memoria fsicaMantenemos el objetivo del sistema operativo: Otorgar alos usuarios la ilusin de una computadora dedicada a susprocesosNo sera aceptable terminar la ejecucin de un proceso yaaceptado

Mucho menos si ya fueron aprobados sus requisitos y nosquedamos sin recurso

Tenemos que llevar a cabo un reemplazo de pginas




Importancia del reemplazo de pginas

Parte fundamental de la paginacin sobre demandaLa pieza que posibilita una verdadera separacin entrememoria lgica y fsicaMecanismo que permite liberar alguno de los marcosactualmente ocupado




Mecanismo para liberar un marco ocupado

Cuando todos los marcos estn ocupados (o se cruza elumbral determinado), un algoritmo designa a una pginavctima para su liberacin

Veremos ms adelante algunos algoritmos para estoEl paginador graba a disco los contenidos de esta pginay la marca como libre

Actualizando el PCB y TLB del proceso al cual pertenece

Puede continuar la carga de la pgina requeridaOjo! Esto significa que se duplica el tiempo detransferencia en caso de fallo de pgina (tf )




Manteniendo a tf en su lugar

Con apoyo del MMU podemos reducir la probabilidad deesta duplicacin en tfAgregamos un bit de modificacin o bit de pgina sucia ala tabla de pginas

Apagado cuando la pgina se carga a memoriaSe enciende cuando se realiza un acceso de escritura aesta pgina

Al elegir una pgina vctima, si su bit de pgina sucia estencendido, es necesario grabarla a disco

Pero si est apagado, basta actualizar las tablas delproceso afectadoAhorra la mitad del tiempo de transferencia




Cmo elegir una pgina vctima?

Para elegir una vctima para paginarla al disco empleamosun algoritmo de reemplazo de pginasBuscamos una caracterstica: Para un patrn de accesosdado, obtener el menor nmero de fallos de pgina

Diferentes patrones de acceso generan diferentesresultados para cada algoritmoNos referiremos a estos patrones de acceso como cadenade referencia

Para los ejemplos presentados a continuacin, nos basaremosen los presentados en Operating Systems Concepts Essentials

(Silberschatz, Galvin y Gagn, 2011)




Eligiendo una cadena de referencia

La cadena de referencia debe representar un patrn tpico(para la carga que deseemos analizar) de accesos amemoriaMuchas veces son tomados de un volcado/trazado deejecucin en un sistema real

El conjunto resultante puede ser enormeSimplificacin: No nos interesa el acceso independiente acada direccin de memoria, sino que a cada pginaVarios accesos consecutivos a la misma pgina no tienenefecto en el anlisis




Y el reemplazo. . . en dnde?

Requerimos de un segundo parmetroPara analizar un algoritmo con una cadena de referencia,tenemos que saber cuntos marcos tiene nuestracomputadora hipottica

Lo que buscamos es la cantidad de fallos de pginaDepende directamente de los marcos disponiblesY del tamao (en pginas de memoria) de nuestroproceso




Casos lmite respecto a los marcos disponibles

Por ejemplo, a partir de la cadena de referencia:1, 4, 3, 4, 1, 2, 4, 2, 1, 3, 1, 4

En una computadora con 4 marcos, slo se producirancuatro fallos

Los necesarios para la carga inicialExtremo opuesto: Con un slo marco, tendramos 12fallos

Cada pgina tendra que cargarse siempre desde disco

Casos que se pueden estudiar: 2 o 3 marcos




Datos base para los algoritmos

A continuacin veremos varios algoritmos de reemplazode pginasPara el anlisis, asumiremos una memoria con 3 marcosY la siguiente cadena de referencia:

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




Primero en entrar, primero en salir (FIFO) (1)

Nuevamente, el algoritmo ms simple y de obviaimplementacinAl cargar una pgina, se toma nota de cundo fue cargadaCuando llegue el momento de reemplazar una pginavieja, se elige la que se haya cargado hace ms tiempo





Figura: Algoritmo FIFO de reemplazo de pginas: 15 fallos





Tpicamente programado empleando una lista ligadacircular

Cada elemento que va recibiendo se agrega como elltimo elementoTras agregarlo, se empuja al apuntador para convertirloen la cabeza

Desventaja: No toma en cuenta la historia de las ltimassolicitudes

La cantidad de patrones de uso que le pueden causar unbajo desempeo es altoTodas las pginas tienen la misma probabilidad de serreemplazadas, independientemente de su frecuencia deuso




Anomala de Belady

En general, asumimos que a mayor cantidad de marcos dememoria disponibles, menos fallos de pgina se van apresentarLa Anomala de Belady ocurre cuando un incremento enel nmero de marcos disponibles lleva a ms fallos depgina

Depende del algoritmo y de la secuencia de la cadena dereferencia

FIFO es vulnerable a la anomala de Belady




Anomala de Belady: Expectativas decomportamiento

Figura: Relacin ideal entre el nmero de marcos y la cantidad defallos de pgina




Anomala de Belady: Comportamiento de FIFO

Figura: El algoritmo FIFO presenta la anomala de Belady con lacadena de referencia 1, 2, 3, 4, 1, 2, 5, 1, 2, 3, 4, 5




Algoritmo ptimo (OPT) o mnimo (MIN) (1)

Interes casi puramente tricoElegimos como pgina vctima a aquella que no vaya a serutilizada por un tiempo mximo





Figura: Algoritmo ptimo de reemplazo de pginas (OPT): 9 fallos





ptimo demostrado, pero no aplicableRequiere conocimiento a priori de las necesidades delsistema

Si es de por s impracticable en los despachadores, lo esmucho mas al hablar de un rea tan dinmica como lamemoriaRecuerden: Millones de accesos por segundo

Principal utilidad: Brinda una cota mnimaPodemos ver qu tan cercano resulta otro algoritmorespecto al caso ptimo




Menos recientemente utilizado (LRU) (1)

Lo hemos mencionado ya en varios puntos de laadministracin de memoriaBusca acercarse a OPT prediciendo cundo ser elprximo uso de cada una de las pginas

Basado en su historia reciente

Elige la pgina que no ha sido empleada desde hace mstiempo





Figura: Algoritmo reemplazo de pginas menos recientementeutilizadas (LRU): 12 fallos





Para nuestra cadena de referencia, resulta en el puntomedio entre OPT y FIFOPara una cadena S y su cadena espejo RS ,OPT (S) = LRU(RS) (y viceversa)Est demostrado que LRU y OPT estn libres de laanomala de Belady

Para n marcos, las pginas que estn en memoria son unsubconjunto estricto de las que estaran con n + 1marcos.




Implementacin ejemplo de LRU (1)

Se agrega un contador a cada uno de los marcosEl contador se incrementa siempre que se hace referenciaa una pgina

Se elige como vctima a la pgina con el contrador msbajo

Esto es, a la que hace ms tiempo no haya sidoactualizada

Desventaja: Con muchas pginas, se tiene que recorrer lalista completa para encontrar la ms envejecida




Implementacin ejemplo de LRU (2)

La lista de marcos es una lista doblemente ligadaEsta lista es tratada como una lista y como un stack

Cuando se hace referencia a una pgina, se mueve a lacabeza (arriba) del stack Peor caso: 6 operacionesPara elegir a una pgina vctima, se toma la de abajo delstack (tiempo constante)




Ms / menos frecuentemente utilizado (MFU /LFU) (1)

Dos algoritmos contrapuestos, basados (como LRU) enmantener un contador

Miden la cantidad de referencias que se han hecho acada pgina

Lgica base:MFU Si una pgina fue empleada muchas veces,

probablemente va a ser empleada muchasveces ms

LFU Si una pgina casi no ha sido empleada,probablemente recin fue cargada, y serempleada en el futuro cercano




Ms / menos frecuentemente utilizado (MFU /LFU) (2)

La complejidad de estos algoritmos es tan alta comoLRU, y su rendimiento es menos cercano a OPT

Casi no son empleados




Aproximaciones a LRU

Principal debilidad de LRU? Su implementacin requiereapoyo en hardware mucho ms complejo que FIFOHay varios mecanismos que buscan aproximar elcomportamiento de LRU

Empleando informacin menos detallada




Bit de referencia

Aproximacin bastante comnTodas las entradas de la tabla de pginas tienen un bit dereferencia, inicialmente apagado

Cada vez que se referencia a un marco, se enciende su bitde referenciaEl sistema reinicia peridicamente a todos los bits dereferencia, apagndolos

Al presentarse un fallo de pgina, se elige por FIFO deentre el subconjunto con el bit apagado

Esto es, entre las pginas que no fueron empleadas en elperiodo




Bits adicionales (columna) de referencia

Mecanismo derivado del anterior, dando ms granularidadSe maneja una columna de referencia, de varios bits deancho

Peridicamente, en vez de reiniciar a 0, el valor de todaslas entradas se recorre a la derecha, descartando el bitms bajoEl acceso a un marco hace que se encienda su bit msalto

Ante un fallo de pgina, se elige entre los marcos convalor de referencia ms bajo




Segunda oportunidad (o reloj)

Maneja un bit de referencia y un recorrido tipo FIFOEl algoritmo avanza linealmente sobre la lista ligadacircularHay eventos que encienden el bit, y eventos que loapagan:

Una referencia a un marco enciende su bit de referenciaSi elige a un marco que tiene encendido el bit dereferencia, lo apaga y avanza una posicin (dndole unasegunda oportunidad)Si elige a un marco que tiene apagado el bit dereferencia, lo designa como pgina vctima

Se le llama de reloj porque puede verse como unamanecilla que avanza sobre la lista de marcos

Hasta encontrar uno con el bit de referencia apagadoGunnar Wolf Administracin de memoria: Memoria virtual



Segunda oportunidad mejorada (1)

Si agregamos al bit de referencia un bit de modificacin,nos mayor expresividad, y puede ayudar a elegir a unapgina vctima ms barata. En rden de preferencia:

(0,0) El marco no ha sido utilizado ni modificado.Buen candidato.

(0,1) Sin uso reciente, pero est sucio. Hay queescribirlo a disco.

(1,0) Est limpio, pero tiene uso reciente, y esprobable que se vuelva a usar pronto

(1,1) Empleado recientemente y sucio. Habra quegrabarlo a disco, y tal vez vuelva a requerirsepronto. Hay que evitar reemplazarlo.




Segunda oportunidad mejorada (2)

Emplea una lgica como la de segunda oportunidad, peroconsiderando el costo de E/SPuede requerir dar hasta cuatro vueltas para elegir a lapgina vctima

Aunque cada vuelta es ms corta




Algoritmos con manejo de buffers

De uso cada vez ms frecuenteNo esperan a que el sistema requiera reemplazar unmarco, buscan siempre tener espacio disponible

Algoritmos ansiosos, no flojosOperan basados en umbrales aceptables/deseables

Conforme la carga lo permite, el SO busca las pginassucias ms proclives a ser paginadas

Va copindolas a disco y marcndolas como limpias

Cuando tenga que traer una pgina de disco, siemprehabr dnde ubicarla sin tener que hacer una transferencia




Ejemplo: Tres sistemas Linux (1)

Figura: Manejo de memoria (24 horas) en un sistema embebido(16MB RAM)





Figura: Manejo de memoria (24 horas) en un servidor medio (8GBRAM)





Figura: Manejo de memoria (24 horas) en un servidor grande(32GB RAM)




ndice

1 Concepto







Viendo el lado opuesto del problema

Vimos ya cmo retirar marcos asignadosCmo conviene asignar los marcos a los procesos?Definamos algunos parmetros para nuestros ejemplos

Un sistema con 1024KB de memoria fsica256 pginas de 4KB cada unaEl sistema operativo ocupa 248KB (62 pginas); 194pginas para los procesos a ejecutar




Vuelta a la paginacin puramente sobre demanda

En un esquema de paginacin puramente sobre demanda,cada fallo de pgina que se va generando lleva a que seasigne el marco correspondienteSe van asignando los marcos conforme son requeridos,hasta que hay 194 pginas ocupadas por procesos

Entonces, entran en escena los algoritmos de reemplazode pginas que ya vimosClaro est, cuando un proceso termina, sus marcosvuelven a la lista de marcos libres




Puramente sobre demanda: Demasiado flojo

El esquema de paginacin puramente sobre demandapuede resultar demasiado flojoSer un poco ms ansioso asegurara un mejor rendimientoConviene determinar un mnimo utilizable de marcos

Si asignamos por debajo del mnimo, sufre el rendimiento




Mnimo de marcos: Arquitectura ydireccionamiento

Hasta ahora hemos simplificado asumiendo que cadainstruccin puede generar slo un fallo de pginaIndependientemente de la arquitectura, cada instruccinpuede desencadenar varias solicitudes

Una solicitud, la lectura de la siguiente direccin aejecutar (recuerden: von Neumann!)Otra, la direccin de memoria referidaPor ejemplo, si el flujo brinca a 0x00A2C8, y estainstruccin es load 0x043F00, para satisfacerlarequerimos dos pginas: 0x00A y 0x043 Requerimos un mnimo de dos pginas

Pero. . . Y las referencias indirectas?Gunnar Wolf Administracin de memoria: Memoria virtual



Mnimo de marcos: Referencias indirectas

Casi todas las arquitecturas permiten hacer referenciasindirectas a memoriaUna instruccin de acceso a memoria (load, store)especifica una direccin de memoriaY esta direccin guarda la ubicacin de memoriaPor ejemplo, 0x043F00 indica la carga de 0x010F80

Satisfacer al load 0x043F00 requerir entoncestres pginas: 0x00A, 0x043 y 0x010

. . . Y algunas arquitecturas (principalmente antiguas)permitan niveles ilimitados de indireccin

Por ejemplo, por medio de un bit de indireccinEn dado caso, es imposible asegurar un lmite mximo Es comn que el MMU haga un conteo de referenciaspara evitar caer en un ciclo sin fin




Instrucciones con operandos en memoria

Las arquitecturas RISC introdujeron requisitos deregularidad que incluyen el que la aritmtica opereexclusivamente sobre los registros del procesadorLas arquitecturas ms antiguas permiten que losoperandos y resultado sean direcciones de memoria

Antiguas? De antes de que la diferencia de velocidadentre CPU y memoria fueran tantaRecordemos que la principal arquitectura actual tieneherencia desde 1970. . .Si en un x86, en 0x00AC28 tenemos ADD [edx],[ecx], en EDX el valor 0x010F80 y en ECX el valor0x043F00,

En el acumulador EAX obtendremos la suma delcontenido de los dos operadores Tres referencias a memoria en una sola instruccin




El nivel deseable de marcos

Con estos lineamientos determinamos ya un mnimoabsoluto

Muy bajo, ponindolo en el contexto de los sistemasactuales

Cmo puede el sistema determinar un nivel deseable demarcos por proceso?

Depende siempre del estado actual del sistemaPodramos intentar satisfacer los requisitos totales de unode los procesos

A menor cantidad de fallos de pgina, mayor rendimientoPero si reducimos el grado de multiprogramacin,reducimos el uso efectivo del procesador




Asignacin igualitaria

Buscando un reparto justo de recursos, se divide el totalde memoria fsica disponible entre el nmero de procesosVolviendo a nuestra computadora ejemplo (256 marcos;62 marcos asignados al sistema, 194 a los procesos):

Si tenemos 4 procesos en ejecucin, dos tendrn derechoa 49 marcos y dos a 48Los marcos no pueden dividirse; es imposible asignar 48.5a cada uno

El esquema es justo, pero deficienteSi tenemos un gestor de bases de datos P1 con 2048KB(512 marcos) de memoria virtual, y un proceso deusuario P2 que slo requiere 112KB (28 pginas). . .Ambos recibirn lo mismo Y P2 desperdiciar 20pginas




Asignacin proporcional

Brinda a cada proceso una porcin del espacio dememoria fsica proporcional a su uso de memoria virtualSi adems de los dos procesos descritos tenemos a P3 con560KB (140 pginas) y P4 con 320KB (80 pginas) dememoria virtual

Uso total de memoria virtual:VT = 512+ 28+ 140+ 80 = 760 pginas

Sobreuso de memoria fsica cercano al 4:1 respecto a las194 pginas disponibles

Cada proceso recibir FP = VPVTmFP : Espacio de memoria fsica que recibirVP : Cantidad de memoria virtual que emplea,m: Total de marcos de memoria fsica disponibles

P1: 130 marcos; P2: 7 marcos; P3: 35 marcos; P4: 20marcos

Proporcional a su uso de memoria virtual.Gunnar Wolf Administracin de memoria: Memoria virtual



Modulando la asignacin proporcional

Mnimos: El esquema debe cuidar nunca asignar pordebajo del mnimo de la arquitectura

Si P2 ocupara slo 10 marcos de memoria fsica, en unaarquitectura x86 no deberan asignrsele menos de 3marcos

Desbalance por procesos obesosSi P1 crece al doble de su tamao virtual, hay que cuidartener umbrales mximos para no castigar de ms a losdems procesos del sistema

Manejo de prioridades?Si el sistema maneja prioridades, podran incluirseponderadas, otorgando proporcionalmente ms marcos alos procesos con mayor prioridad




Sufrimiento ante la entrada de nuevos procesos

El esquema de asignacin proporcional sufre cuando sonadmitidos nuevos procesos, cambia el tamao en memoriavirtual de alguno de los existentes o (aunque menos)finalizan los que estn en ejecucinDeben recalcularse los totales, y probablemente reducir degolpe el espacio asignado a los procesos existentes




Desperdicio de recursos

El patrn de uso de memoria fsica de un proceso nonecesariamente guarda correspondencia con su tamao enmemoria virtualPueden emplear mucho menores requisitos endeterminadas secciones de su ejecucinRecordar este punto Conjunto activo




mbitos del algoritmo de reemplazo de pginas

Respondiendo a los problemas que abre la seccin anterior,podemos discutir el mbito en el que operar nuestro

algoritmo de reemplazo de pginas

Reemplazo localReemplazo globalReemplazo global con prioridad




Reemplazo local

Mantenemos tan estable como sea posible el clculo demarcos de memoria por proceso

Cuando se presente un fallo de pgina, slo se consideranaquellas pertenecientes al mismo proceso

El proceso tiene asignado un espacio de memoria fsicaLo mantendr mientras el sistema operativo no tomealguna decisin para modificarlo




Reemplazo global

Los algoritmos de asignacin determinan el espacioasignado /al momento de su inicializacin

Pueden influir en los algoritmos de reemplazoP.ej. dando mayor peso a los marcos de un proceso queexcede su asignacin para ser elegidas como vctima. . . O pueden operar bajo un esquema laissez-faire,buscando que el sistema se auto-regule basado en lasnecesidades reales momento a momento

Operan sobre el espacio completo de memoriaLa asignacin fsica a cada proceso puede variar segn elestado del sistema, momento a momento




Reemplazo global con prioridad

Esquema mixtoPermite que un proceso sobrepase su lmite

Pero slo siempre que le robe espacio en memoria fsicaslo a procesos de prioridad inferior a l

Consistente con el comportamiento de los algoritmosplanificadores

Siempre da preferencia a un proceso de mayor prioridadpor sobre los de menor prioridad

Puede tambin operar bajo concesiones temporales,buscando equilibrar posteriormente




Comparando los mbitos de reemplazo

Reemplazo local Ms rgido; no permite aprovechar lasmenores demandas de unos procesos parafavorecer a los que tienen mayores demandas enun momento dado

Reemplazo global (ambos) Puede llevar a rendimientoinconsistente fuera del control de cada uno de losprocesos




Y el tiempo real?

Cuando presentamos al tiempo real (Planificacin deprocesos), mencionamos que el tiempo real duro esincompatible con sistemas basados en memoria virtualPrincipal razn: Las demoras inducidas por la paginacinPodra indicarse que un proceso de tiempo real est 100%en memoria fsica (nunca candidato para paginacin)Reduce fuertemente el impacto que sufrira al pelear porrecursos

Pero no lo resuelve por completoNi la contencin en el bus, ni la inversin deprioridades. . . Slo podemos prometer tiempo real suave




Hiperpaginacin: Definicin

Uno o ms procesos tienen demasiadas pocas pginasasignadas para llevar a cabo su trabajoGeneran fallos de pagina con tal frecuencia que resultaimposible realizar trabajo real

O resulta tan lento que la percepcin es de no-avance

El sistema pasa ms tiempo intentando satisfacer lapaginacin que trabajando

Estamos en estado de hiperpaginacinEn ingls, thrashing (literal: paliza)




Qu puede llevar a la hiperpaginacin? (1)

El sistema tiene una carga normalEsquema de reemplazo global de marcosSe lanza un nuevo proceso

Su inicializacin requiere poblar estructuras a lo largo desu memoria virtualO cambia de conjunto activoSerie de fallos de pgina El sistema responde,reemplazando a varios marcos de otros procesos

Mientras esto contina operando, algunos de los procesosvctima requieren de las pginas que pasaron a disco

Recordemos que el disco es miles a millones de veces mslento que la memoria. . .




Qu puede llevar a la hiperpaginacin? (2)

La utilizacin del procesador decrece. . . Porque los procesos estn esperando a que sumemoria est disponible

El sistema operativo aprovecha la situacin para lanzarprocesos de mantenimiento

Que requieren que se les asigne memoria Reducen an ms el espacio de memoria fsicadisponible

Se forma una cola de solicitudes de paginacin (algunasveces contradictorias)Baja todava ms la actividad del procesador (NOOP)




Cmo se ve la hiperpaginacin?

Figura: Al aumentar demasiado el grado de multiprogramacin, eluso del CPU cae abruptamente y caemos en la hiperpaginacin(Silberschatz, p.349)




Respondiendo a la hiperpaginacin

Los sntomas son muy clarosFciles de detectar pregntenle a cualquier usuario!

Reducir temporalmente el nivel de multiprogramacinCamos en hiperpaginacin por tener requisitos enmemoria que no alcanzamos a satisfacer con la memoriafsica disponibleEl sistema puede seleccionar a uno (o ms) procesos ysuspenderlos por completoIncluso poner su memoria fsica a disposicin de otrosprocesosHasta que salgamos del estado de hiperpaginacin




A cul proceso castigar?

Al de menor prioridadAl que est causando ms fallosAl que est ocupando ms memoria. . .




El conjunto activo

El conjunto activo es una clara aproximacin a lalocalidad de referenciaEl conjunto de pginas con que un proceso esttrabajando en un momento dado

Qu significa un momento dado?




El conjunto activo

Figura: Los picos y valles en la cantidad de fallos de pgina de unproceso definen a su conjunto activo (Silberschatz, p.349)




El conjunto activo y el espacio en memoria

Idealmente, en todo momento, debemos asignar a cadaproceso suficientes pginas para mantener en memoriafsica su conjunto activoSi no es posible hacerlo, el proceso es buen candidatopara ser suspendido. . . Pero no es fcil detectar con claridad cul es elconjunto activo

Mucho menos predecir cul ser dentro de determinadotiempoCunto dura un proceso dentro de determinada rutina?Puede requerir rastrear y verificar decenas de miles deaccesos a memoria


ConceptoPaginacin sobre demandaReemplazo de pginasAsignacin de marcos

Download - Administración de La Memoria Virtual

Top Related