Capítulo 5 Gestión de memoria - UPM

Sistemas operativos 2ª edición

Capítulo 5 Gestión de memoria

Sistemas operativos, 2ª edición © J. Carretero, F. García, P. de Miguel, F. Pérez2

Contenido

◙ Introducción◙ Aspectos generales de la gestión de memoria◙ Modelo de memoria de un proceso◙ Esquemas de gestión de la memoria del sistema◙ Memoria virtual◙ Servicios de gestión de memoria


Introducción

◙ SO multiplexa recursos entre procesos• Gestión de procesos: Reparto de procesador• Gestión de memoria: Reparto de memoria

◙ Gestión integral de la memoria: no sólo SO• Compilador, montador y hardware de gestión de memoria

◙ Gestor de memoria: elevada complejidad


◙ Niveles de gestión de memoria◙ Necesidades de los programas◙ Objetivos del sistema de gestión de memoria◙ El problema general de la asignación de memoria◙ El largo camino desde el acceso simbólico al real

Aspectos generales de la gestión de memoria


EdificioEdificioEdificio

apartamento

apartamento

apartamento

apartamento

Edificio habitación

habit.

apartam.

apartam.

hab

Niveles de gestión de espacio


Niveles de gestión de memoria

◙ Nivel de procesos• Reparto de memoria entre procesos

◙ Nivel de regiones• Reparto de memoria del proceso entre regiones

◙ Nivel de zonas (si aplicable)• Reparto de espacio de región entre sus zonas

◙ Segmentación: Nivel de procesos y regiones fusionado


◙ Crear mapa de memoria del proceso (crear_mapa)• UNIX exec; Windows CreateProcess

◙ Eliminar mapa (eliminar_mapa)• UNIX también en exec,

◙ Duplicar mapa (duplicar_mapa)• UNIX fork

◙ Cambiar de mapa (cambiar_mapa)• En cambio de contexto

Operaciones en el nivel de procesos


◙ Crear región en mapa del proceso (crear_región)• Iniciales y las que aparezcan

◙ Eliminar región (eliminar_región)• Al terminar proceso y las que desaparezcan antes

◙ Cambiar tamaño de región (redimensionar_región)• Regiones de tamaño dinámico (pila y heap)

◙ Duplicar región de un proceso en otro (duplicar_región)• Requerido por fork

Operaciones en el nivel de regiones


◙ Donde sea aplicable◙ Reservar zona (reservar_zona)

• C malloc; C++ y Java new◙ Liberar una zona reservada (liberar_zona)

• C free; C++ delete; Java automática◙ Cambiar tamaño de zona (redimensionar_zona)

• C realloc

Operaciones en el nivel de zonas


◙ Espacio lógico independiente◙ Protección de otros procesos◙ Compartir memoria◙ Soporte de sus regiones◙ Mapa de memoria muy grande◙ Facilidades para depuración◙ Uso de distintos tipos de objetos de memoria◙ Persistencia de datos◙ Desarrollo modular◙ Carga dinámica de módulos

Necesidades de los programas


◙ Código en ejecutable incluye referencias entre 0 y N

Espacio lógico independiente

LOAD R1, #1000LOAD R2, #2000LOAD R3, (1500)LOAD R4, (R1)STORE R4, (R2)INC R1INC R2DEC R3JNZ 12.................

Cabecera

Fichero Ejecutable04

....96

100104108112116120124128132136


Ejecución en SO mono y multiprogramado

Memoria048

12162024283236....

Sistema Operativo


Memoria

100104108112116120124128132.....

Sistema Operativo



Reubicación y protección

◙ Reubicar: Traducir direcciones lógicas a físicas• Dir. lógicas: generadas por programa• Dir. físicas: de m. principal

◙ Reubicación en nivel de procesos• Crea espacio lógico independiente para proceso

◙ Dos alternativas:• Reubicación software: previa a la ejecución del proceso• Reubicación hardware: en tiempo de ejecución

◙ Protección: Aislamiento de proceso frente a otros• Necesita apoyo hardware


◙ Dir. lógicas de procesos corresponden con misma dir. física

Compartimiento de memoria para comunicación

zona compartida

zona compartida

Mapa proceso 1

Mapa proceso 2

zona compartida

Memoria

1000

2000

¿1100 ó 2100?1000010100

Problema de las autorreferencias


Soporte de regiones y mapas muy grandes

◙ Mapa de proceso no homogéneo• Conjunto de regiones con distintas características

◙ Mapa de proceso dinámico• Regiones cambian de tamaño, se crean y destruyen• Huecos en el mapa del proceso

◙ Aplicaciones con espacio de direcciones disperso◙ Aplicaciones con requisitos de memoria muy elevados

• SO debe permitirles usar toda la memoria disponible• O incluso “más”: Uso de memoria virtual

◙ Facilidades para depuración• Error más frecuente: referencias a memoria erróneas• Uso de programa depurador


Diversos tipos de objetos y persistencia

◙ Constantes o variables◙ Por su tiempo de vida:

• Datos estáticos○ Existen durante toda la ejecución del programa

• Datos dinámicos asociados a la ejecución de una función• Datos dinámicos controlados por programa (región de heap)

◙ Aplicaciones necesitan almacenar datos de forma persistente• Sistema de ficheros ofrece servicios para hacerlo• Modo alternativo: (basado en proyección de ficheros)

○ Datos afectados se marcan como persistentes○ Programa los accede igual que al resto


◙ Desarrollo de cada módulo de manera independiente• Facilita desarrollo incremental y fomenta reutilización

◙ Compilación de módulo:• Código objeto con referencias a direcciones entre 0 y N

◙ Se requiere un proceso de traducción (reubicación)• Reubicación de módulos• No labor del SO, sino de compilador y montador

◙ Carga dinámica de código en t. de ejecución (p.e. plugins)• Técnica de montaje explícito de bibliotecas dinámicas

Desarrollo modular y carga dinámica


Objetivos del sistema de gestión de memoria

◙ Necesidades de procesos + necesidades de SO:• Espacio lógico propio• Protección ante procesos• Compartir memoria para optimizar su uso• Soporte de sus regiones• Satisfacer necesidades de memoria del SO• Carga dinámica de código de SO• Aprovechamiento de la memoria• Gestión de la jerarquía de memoria• Soporte a sistemas multiprocesador


Espacio lógico propio y protección del SO

◙ ¿Es necesaria reubicación de direcciones en SO?• Problema: SO compilado para rango no disponible• Uso de reubicación proporciona más flexibilidad

◙ SO especifica a MMU qué función de traducción usar• ¡Pero función debe estar activa para que ejecute el SO!

◙ SO no sólo requiere utilizar su mapa sino toda la memoria• Además, necesita “ver” espacio lógico de cada proceso

◙ SO debe protegerse a sí mismo de procesos en ejecución◙ Protección de acceso directo a dispositivos de E/S

• Direcciones de dispositivos no incluidas en mapa de proceso


◙ Compartir memoria permite mejor aprovechamiento• Compartir código de programas o de bibliotecas

◙ Datos de programa y de biblioteca no deben compartirse• Pero inicialmente idénticos• Diferir copia de cada dato hasta que se modifique (COW)• También aplicable a fork

◙ SO debe controlar cuando la región deja de ser usada◙ Si d. lógicas distintas: problema si zona incluye autorreferencia◙ Mapa de memoria de SO también está organizado en regiones

• SO debe dar soporte a sus propias regiones

Compartimiento de memoria y soporte de regiones


Soporte de necesidades de memoria de SO

◙ SO usa estructuras de datos similares a cualquier otro programa◙ Tendencia: uso de estructuras dinámicas

• Mejor uso de la memoria y único punto de agotamiento◙ Carga dinámica de código del sistema operativo

• Tradicionalmente, SO es un ejecutable de gran tamaño• En sistemas actuales, carga en t. de ejecución de código• Solución más flexible• Facilita implementación de técnicas sofisticadas (hot-plugging)


◙ Todo byte debería almacenar información de utilidad pero...• Desperdicio inherente a la propia gestión (fragmentación)• Gasto de propia gestión de memoria (estructuras de datos)

◙ Mejor aprovechamiento → mayor grado de multiprogramación→ mejor rendimiento

◙ Para mejorar rendimiento, uso de memoria virtual

Buen aprovechamiento de la memoria


Gestión de la jerarquía y soporte multiprocesador

◙ Información en uso debe estar en niveles rápidos de jerarquía• En nivel de memoria virtual, SO se encarga de hacerlo

◙ Jerarquía presenta múltiples problemas de coherencia• Algunos resueltos por hardware; otros por SO

◙ En multiprocesador, la jerarquía de memoria se complica• Cada procesador posee su propia caché y MMU

◙ En MP: evitar “cuellos de botella” que disminuyan paralelismo◙ Soporte NUMA: Objetivo del SO

• Memoria asignada a proceso “cercana” al mismo


El problema general de la asignación de memoria

◙ Planteamiento del problema general• Espacio de almacenamiento de N bytes• Peticiones de espacio contiguo de diversos tamaños• Cuando ya no se necesita espacio, se libera• Puede existir tamaño de reserva mínimo• Según evoluciona: bloques y huecos• Objetivos: buen aprovechamiento (fragmentación) y eficiencia

◙ Cada nivel es un caso independiente del problema general• En cada nivel se puede usar esquema diferente• Un nivel reparte espacio proporcionado por nivel superior


Compactación: no es la solución

Bloque 1

Bloque 2

Bloque 3

Bloque 4

Bloque 1

Bloque 3

Bloque 4


0

140160

Bloque

300

420

Bloque

Bloque

400

500520

Bloque

Fragmentación


0

140

220

Bloque

Bloque300

0

140

220

Bloque

Bloque300

Bloque 210

0

140

220

Bloque

Bloque300

Bloque

Fragmentación externa versus interna

Generar hueco (fragmentación externa)

Asignar todo el hueco (fragmentación interna)


Algoritmo de asignación de espacio

◙ El mejor ajuste (best fit). • Selección: comprobar todos u ordenados por tamaño

◙ El peor ajuste (worst fit)• Selección: comprobar todos u ordenados por tamaño

◙ El primero que ajuste (first fit)• Suele ser la mejor política en muchas situaciones

◙ El próximo que ajuste (next fit)• Variación del primero que ajuste


◙ Información sobre bloques y huecos almacenada:• Internamente o externamente

◙ Múltiples soluciones• Lista única• Múltiples listas con huecos de tamaño variable• Múltiples listas con particiones estáticas• Sistema buddy binario• Mapa de bits

Gestión de la información de estado


Lista única

Próximo

42012 12

42012 44

Próximo


168 16 32

1616 32 64

60

1616 32 64

2036

1616 32 64

836 8

Múltiples listas con huecos de tamaño variable


4 4 12

4 4 124 4 12

168 16

168 16

Múltiples listas con particiones estáticas


168 16 32

168 16 32

4

168 16 32

4 12

Sistema buddy binario


Relación entre huecos en buddy binario

000000 001000 010000 011000 100000 101000 110000 111000

000000 010000 100000 110000

000000 100000

Huecos de tamaño 32

Huecos de tamaño 16

Huecos de tamaño 8


0000000000000000111111111111111111111111000000000000000000000000

Mapas de bits


El largo camino desde el acceso simbólico al real

◙ Código de programa hace referencia a variables y a funciones◙ En tiempo de ejecución programa genera accesos a memoria◙ P ejecuta instrucción que referencia a S y genera dirección Df

[P, S] → [Df]◙ 1ª etapa: resolución simbólica (Compilador o montador)

[P, S] → [P, M, Dm]◙ Después, de dirección tridimensional a unidimensional

[P, M, Dm] → [Df]◙ Requiere varias etapas de transformación


◙ Simple: Cjto. direcciones contiguas en origen → Cjto. en destinoReubicación(D) → D’ ∪ Error

• Reubicación lineal o no lineal (contiguas en destino o no)◙ Basada en contexto: múltiples espacios origen en un destino

Reubicación(C, D) → D’

Espacio origen 10

500

Espacio destino 1100

600

Espacio origen 20

600

Espacio destino 2100

600

400500

700

900

Reubicación simple y basada en contexto

Reubicación simple


100

700

1100

0

600

0

400

200

700

1200

0

500

0

500

200

500

1300

1100

1500

1900

2100

2400

2700

Reubicaciones basadas en contexto

Espacio origen 2

Espacio destino

100

700

1100

Espacio origen 1 0

600

0

400

DD’


Edificio

EdificioEdificio

Edificio

Edificio

apartamento

apartam.

Edificio

Edificio

Edificio

Edificio

Edificio

apartam.

Terreno

Transformación geográfica


Secuencia de reubicaciones

◙ Reubicación de módulos (montador)• Módulo (unid. compilación) vs. Región (parte del mapa)

◙ Reubicación de regiones (¿?)◙ Reubicación de procesos (¿?)

[P, S] → [P, M, Dm] → [P, R, Dr] → [P, Dp] → [Df]◙ Si nivel de procesos y regiones fusionados (segmentación)

[P, S] → [P, M, Dm] → [P, R, Dr] → [Df]◙ Puede haber reubicación simple adicional (reubicación global)

• Con nivel procesos y regiones no fusionados[P, S] → [P, M, Dm] → [P, R, Dr] → [P, Dp] → [Dg] → [Df]• Con nivel procesos y regiones fusionados

[P, S] → [P, M, Dm] → [P, R, Dr] → [Dg] → [Df]


◙ Implementación de diversos tipos de objetos de memoria◙ Ciclo de vida de un programa◙ Protección interna del proceso◙ Modelo de desarrollo de programas en Java◙ Mapa de memoria de un proceso

Modelo de memoria de un proceso


Implementación de datos estáticos

◙ Existe durante vida del programa: asignada dirección fija◙ Distintos tipos:

• Visibilidad (no incumbe a esta presentación):• Variables o constantes:

○ Constante: región no modificable• Con o sin valor inicial asignado

○ Con valor: almacenado en ejecutable◙ Implementación habitual de referencia:

• Direccionamiento absoluto○ Igual que referencias a instrucciones○ Requiere reubicación


Código independiente de la posición (PIC)

Memoria

100104108112116120124128132136.....

LOAD R4, 32(PC)CALL 8 PCINC R1INC R2DEC R3.................................................................... DATO

Memoria

120124128132136140144148152156.....

LOAD R4, 32(PC)CALL 8 PCINC R1INC R2DEC R3.................................................................... DATO


Implementación de datos asociados a función

◙ Parámetros y variables locales no estáticas◙ No espacio en mapa inicial ni ejecutable◙ Uso de pila para almacenarse◙ Dirección se determina en tiempo de ejecución◙ Cumple PIC: No reubicación◙ Compilador resuelve implementación◙ Pueden tener valor inicial, pero lo carga el propio programa◙ Gestión de la pila: nivel de gestión de zonas

• Caso trivial del problema general de asignación de memoria


int a; /* variable estática global sin valor inicial */ int b=8; /* variable estática global con valor inicial */static int c; /* variable estática de módulo sin valor inicial */ static int d=8;/* variable estática de módulo con valor inicial */const int e=8; /* constante estática global */static const int f=8;/* constante estática de módulo */extern int g; /* referencia a variable global de otro módulo */ void funcion(int h) /* parámetro: variable dinámica de función */{

int i; /* variable dinámica de función sin valor inicial */int j=8; /* variable dinámica de función con valor inicial */static int k; /* variable estática local sin valor inicial */static int l=8; /* variable estática local con valor inicial */{

int m; /* variable dinámica de bloque, sin valor inicial */int n=8;/* variable dinámica de bloque, con valor inicial */

}}

Ejemplo de uso de distintos datos


◙ Creados por programa usando mecanismos del lenguaje• Almacenados en la región de heap

◙ Liberados explícitamente o por recolección de basura• Java todos los objetos en heap; recolección de basura

◙ Dirección se determina en tiempo de ejecución• Direccionamiento indirecto• Cumple PIC: No reubicación

◙ Compilador y biblioteca del lenguajes resuelven implementación• SO sólo ofrece región de heap como soporte

Implementación de datos dinámicos de heap


Ejemplo de uso de los tres tipos

struct tipo {int a;int b;

};int main(int argc, char *argv[]) {

static struct tipo v_estatica;struct tipo v_dinamica;struct tipo *v_heap;v_heap=malloc(sizeof(struct tipo));v_estatica.b=11; v_dinamica.b=22;v_heap->b=33;return 0;

}

Memoria

200204208212216

STORE #11, (204)STORE #22, 8(SP)LOAD R1, (SP)STORE #33, 4(R1)

v_estatica.av_estatica.b

v_heap->av_heap->b

v_heap=212v_dinamica.av_dinamica.b

SP

Código

Datos

Heap

Pila


Gestión del heap

◙ Gestionado por lenguaje de programación no por SO• Más eficiente y flexible

◙ Instancia del problema general con sus peculiaridades:• Espacio a gestionar con tamaño dinámico• Muchas peticiones, muy urgentes, aprovechamiento memoria

◙ Solución habitual:• Múltiples listas huecos de tamaño variable con info. interna

◙ Multithread/multiprocesador: Acceso al heap cuello de botella• Uso de múltiples heaps


Operaciones sobre el heap

◙ reservar_zona (malloc en C) • Reservar bloque• Si no hueco disponible, redimensionar_región (sbrk)

◙ liberar_zona (free en C) • Liberar bloque (habitualmente no se contrae)

◙ redimensionar_zona (realloc en C) • Si más pequeña: generar hueco• Si más grande: ¿hueco adyacente suficiente?

○ Sí, se usa, generando hueco○ No, requiere copia:


int main(int argc, char *argv[]) {int i;int v[10];int *p, *q;/* uso de un puntero sin tener memoria asignada */*p=5;/* uso de un puntero suelto */p=malloc(sizeof(int));*p=7;free(p);i=*p; /* puntero suelto *//* dos liberaciones sucesivas */p=malloc(sizeof(int));free(p);free(p);/* liberación de sólo parte de una zona */p=malloc (5*sizeof(int));p++;free(p);

Uso de memoria dinámica propenso a errores


/* liberación de espacio que no pertenece al heap */free(v);/* desbordamiento superior */p=malloc (5 * sizeof(int));p[5]=4;free(p);/* goteras en memoria */p=malloc(sizeof(int));q=malloc(sizeof(int));p=q; /* primera zona reservada queda inutilizable *//* no contar con que redimensionar puede mover la zona */p=malloc(5 * sizeof(int));realloc(p,7 * sizeof(int));

/* debería ser: p=realloc(p,7 * sizeof(int)); */p[6]=666;

}

Uso de memoria dinámica propenso a errores


Recolección de basura

◙ Mayoría de fallos: liberar erróneamente. • Solución: Liberación automática

◙ Diversas opciones de diseño del recolector de basura• Recorrido de referencias vs. contador de referencias• Con servicio parado o concurrente

◙ Recolección de basura menos eficiente: ¿Siempre?• Repetir 100.000 veces crear y destruir mismo objeto


Ciclo de vida de un programa

Módulofuente A

Módulofuente B

Móduloobjeto A

Móduloobjeto B

Montador

Ficheroejecutable

Bibliotecasestáticas

Bibliotecasdinámicas

Códigoen memoria

Cargador del SO

Compilador Compilador


Compilación

◙ Genera código y calcula tamaño datos estáticos• Tres secciones: código+constantes; datos con y sin v. inicial

◙ Asigna direcciones a datos estáticos definidos en el módulo◙ Resuelve referencias a símbolos estáticos (código o datos)

• Si definidos en el módulo: Direcc. absoluto o relativo a PC• Si externos, pendiente; Montador resolverá

◙ Referencias a datos dinámicos (son PIC):• De función: relativo a SP; De heap: dir. indirecto

◙ Otras secciones:• Info. de reubicación y depuración + Tabla de símbolos


const int constante = 5;static int v_con_valor = 7;int v_sin_valor;extern int v_externa;int main() {

f(5); /* CALL /200 */v_externa = v_con_valor;

/* LOAD R1, /300STORE R1, ??? */

...................void f(int x) {

...................

Construcción de código objeto

Código+

constantes

Datos convalor inicial

0

200

250

300

450

CALL 200..................

LOAD R1, (300)STORE R1, ???

..................Inicio de función f

..................constante = 5

..................v_con_valor = 7

v_sin_valorDatos sin

valor inicial


Cabecera

Fichero objetoNúmero mágico

Tabla de secciones

Código+

constantes

Datos con valor inicial

Información de depuración

............ ....... .CódigoDatos con v.i.Datos sin v.i.T. Símbolos

100500------

400200300

100

Despl. Tam. Mapa Perm.0

100

500

700

800

900

SeccionesTabla de símbolos

Información de reubicación

I. depuraciónI. reubicación

700800900

100

100

SíSíSíNoNoSí

R-XRW-RW-

Formato de objeto


Montaje

◙ Ejecutable: unión de objetos◙ Completa resolución:

[P, S] → [P, M, Dm]◙ Agrupa secciones◙ Reubicación de módulos:

[P, M, Dm] → [P, R, Dr]

Código+

constantes


0

200

250

300

450

CALL 200..................

LOAD R1, (300)STORE R1, ???


..................constante = 5

..................v_con_valor = 7


valor inicial

Código+

constantes


0

200

300

450

Datos sinvalor inicial

Módulo 1

Módulo 2

Código+

constantes


0

100

200

300


Módulo 3

Código 1

Datos ini 1

Datos no ini 1

Código 3

Datos no ini 3

Código 1

v_externa = 9

Región 1

CALL 400..................

LOAD R1, (Región 2:100)STORE R1, (Región 2:250)


..................constante = 5

..................

Código 3

Región 2

Datos ini 1v_con_valor = 7

v_externa =9

Región 3

Datos no ini 1

Datos no ini 3

v_sin_valor

0

200

400

500

0

100

250

0

150

300


Reubicación de módulos: direcc. relativo a PC

Código+

constantes


0

200

250

300

450

CALL 150 PC..................

LOAD R1, 200(PC)....................................

Inicio de función f..................

constante = 5..................

v_con_valor = 7


valor inicial

Código+

constantes


0

200

300

450


Módulo 1

Módulo 2

Código+

constantes


0

100

200

300


Módulo 3

Código 1

Datos ini 1

Datos no ini 1

Código 3

Datos no ini 3

Código 1

v_externa = 9

Región 1

Código 3

Región 2

Datos ini 1v_con_valor = 7

v_externa =9

Región 3

Datos no ini 1

Datos no ini 3

v_sin_valor

0

200

400

500

0

100

250

0

150

300

CALL 150 PC..................

LOAD R1, 200(PC)....................................

Inicio de función f..................

constante = 5..................

X


Montaje: reubicación regiones[P, R, Dr] → [P, Dp]

No si fusión n. procesos y regiones• 1 región → 1 segmento

Región 1

CALL /400..................

LOAD R1, /Región 2:100STORE R1, /Región 2:250


..................constante = 5

..................

Región 2

v_con_valor = 7

v_externa =9

Región 3

v_sin_valor

0

200

400

0

100

250

0

150

0

200

400

600

700

850

950

1100

CALL /400..................

LOAD R1, /700STORE R1, /850


..................constante = 5

..................

v_con_valor = 7

v_externa =9

Mapa del proceso

v_sin_valor

Código+

constantes



Reubicación de regiones


Cabecera

Fichero ejecutableNúmero mágico

Tabla de regiones

Código+

constantes


Información de depuración

.... ........ ....... . CódigoDatos con v.i.Datos sin v.i.

100500------

400200300

Despl. Tam. Perm.0

100

500

700

Regiones

I. depuración 700 100

R-XRW-RW-

Dir. de inicio del programa

Formato del ejecutable


◙ Segmentación: Hardware reubica regiones y procesos[P, R, Dr] → [Df]

◙ Resto de sistemas: Montador ya reubicó regiones, falta procesos:[P, Dp] → [Df]

• Puede hacerlo el hardware• O el software: reubicación en la carga

Carga y ejecución


Bibliotecas

◙ Biblioteca: colección de módulos objeto relacionados◙ Bibliotecas de SO, de cada lenguaje, creadas por usuario...◙ Usuario especifica bibliotecas requeridas en montaje◙ Si programa referencia símbolo en biblioteca

• Montador extrae objeto(s) requerido(s) de biblioteca◙ Una vez extraídos objetos requeridos, montaje convencional◙ Desventajas del montaje estático de bibliotecas:

• Ejecutables grandes• Código de biblioteca repetido en ejecutables y memoria • Actualización de biblioteca implica volver a montar


Bibliotecas dinámicas

◙ Solución: Dynamically Linked Library (biblioteca dinámica)• Carga y montaje en tiempo de ejecución• Transparente y con sobrecarga tolerable

◙ Generada también por el montador• Reubicación de módulos resuelta (organizada en regiones)• Pendiente resolución de símbolos y reubicación

◙ Montaje de programa que usa biblioteca• No se realiza resolución ni se incluye código de biblioteca• En ejecutable: anota su uso e incluye cargador/montador


Módulofuente A

Módulofuente B

Móduloobjeto A

Móduloobjeto B

Montador (opción shared)

Bibliotecasestáticas

Bibliotecasdinámicas

Compilador

Generación de una biblioteca dinámica


Implementación de bibliotecas dinámicas

◙ Tres aspectos a resolver (segmentación estudio separado):• Referencias de la biblioteca a sus propios símbolos• Referencias de programa a símbolos de biblioteca• Cuándo cargar/montar la biblioteca dinámica

◙ Dos primeros ¿ya resueltos?: montaje en ejecución• Pero modifica código de programa y biblio: compartir

◙ 2 opciones: bibliotec. compartidas o dinámicamente montadas


Bibliotecas compartidas

◙ Resolución de símbolos y reubicación de regiones en t. montaje• Menos flexible pero más sencilla y eficiente• Asignar rango de direcciones fijo a cada biblioteca○ Si rango previsto ocupado, reubicación (compartir)

◙ Actualización de bibliotecas compartidas• Refer. externa: acceso indirecto usando posición de tabla• Nueva versión mantiene posiciones en la tabla• Compilador no sabe si se precisa indirección en refer. ext.○ Referencia a función: uso de función de resguardo○ Referencia a variable: Implementaciones no transparentes


Programa que usa biblioteca compartida

0

100

200

300

600

650

700

800

900

950

LOAD R1, (650)STORE #666, (R1)

..................CALL 300..................

JMP (600)JMP ........JMP ........

v_externa =9

Mapa del proceso

Códigodel programa

800..................

950..................

Funcionesde resguardo

Códigode la biblioteca

..................Inicio de función F

..................

Datosde la biblioteca

Tabla de funciones yvariables exportadas


Bibliotecas dinámicas en Windows

◙ DLL (Dynamically Linked Libraries)• Son bibliotecas compartidas

◙ Para indicar acceso a variable externa de biblioteca compartida• Uso de directiva dllimport• Aplicable a referencia a función externa de bib. compartida

◙ Peculiaridad:• En código de biblioteca deben indicarse símbolos exportados• Uso de directiva dllexport


Bibliotecas dinámicamente montadas

◙ Resolución símbolos y reubicación de regiones en t. ejecución• Permite técnicas sofisticadas como interposición

◙ Uso de código PIC en biblioteca◙ Direccionamiento indirecto a través de tabla

• En ejec. resolución de símbolos externos: actualiza tabla• Compilador no sabe si se precisa indirección en refer. ext.○ Referencia a función: resguardo○ Ref. a variable: se asocia al programa (bib. usa indirecto)

◙ Resolución t. de ejecución puede ser ineficiente: Preenlazado


Biblioteca que usa bib. dinámicamente montada

0

100

200

300

400

500

600

650

700

800

900

950

LOAD R1, 300(PC)STORE #666, (R1)

..................CALL 300..................

JMP 96(PC)JMP ........,,,JMP ...........

v_externa =9

Mapa del proceso

800950

..................

Código de labiblioteca 2


..................

Datos de labiblioteca 2

Tabla deindirección





Programa que usa bib. dinámicamente montada

0

100

200

300

400

500

600

650

700

800

900

950

STORE #666, (500)..................CALL 300..................

JMP (400)JMP ........JMP ........

v_externa =9

Mapa del proceso

Código delprograma

800..................

Código de labiblioteca


..................

Datos de labiblioteca

Datos delprograma

Funcionesde resguardoTabla deindirección


Tiempo de carga y montaje

◙ Solución inmediata:• Carga y montaje de todas bibliotecas antes de empezar

◙ Solución perezosa:• Esperar primer acceso a símbolo para cargar/montar• Si símbolo es función: valor inicial, llamada a cargador• Si símbolo es dato: ¿Cómo enterarse?

◙ Solución intermedia:• En inicio se cargan bibliotecas y se resuelven ref. a datos• Referencias a funciones igual que en solución perezosa


Resolución de referencias diferida

0

100

200

300

400

500

600

700

800

850

900

950

LOAD R1, 300(PC)STORE #666, (R1)

..................CALL 300CALL 304..................

JMP 96 (PC)JMP 100(PC)JMP ............

v_externa =9

Mapa del proceso

800950600



Tabla deindirección





..................Inicio de función G

Código de carga y montaje


Ventajas de bibliotecas dinámicas

◙ Ventajas: las desventajas de las estáticas• Cuidado con actualización automática: Uso de versiones

◙ Desventajas:• Ejecutable no autocontenido (“El infierno de las DLL”)• Menos eficiente

◙ Montaje explícito de bib. dinámicas:• No se especifica biblioteca en mandato de montaje• Programa solicita carga de bib. mediante servicio del sistema• Acceso “no” transparente a símbolos de la biblioteca• Permite carga dinámica de código


Protección interna del proceso

◙ Modelo “tradicional” de proceso: es un todo integrado• No es necesario proteger distintas partes del código entre sí

◙ Nuevo modelo: proceso carga código externo (p. ej. applet)• Puede acceder a recursos y mapa del proceso

◙ Ejecución confinada de código externo (sandbox)• Filtrado de llamadas• Control de accesos al mapa. Alternativas:

○ Uso de lenguajes con un sistema seguro de tipos○ Entorno de compilación que incluye código de control de accesos○ Uso de lenguaje interpretado○ Ejecución en una máquina virtual


Modelo de desarrollo de programas de Java

◙ Presenta características específicas interesantes• Uso de máquina virtual (JVM)• Lenguaje con un sistema seguro de tipos• Carga de clases por demanda en tiempo de ejecución• Validación de código objeto durante su carga• Resolución de símbolos en t. ejecución (montaje dinámico)• Máquina virtual proporciona sandbox

◙ Java adecuado para desarrollar extensiones


Mapa de memoria de un proceso

◙ Evolución del mapa de memoria del proceso: Nivel de regiones• Si segmentación: Lo estudiaremos de forma separada

◙ Mapa de memoria o imagen del proceso: conjunto de regiones◙ Región: zona contigua tratada como unidad

• dirección de comienzo y tamaño inicial• soporte: En fichero o sin soporte (anónima)• protección: RWX• uso compartido o privado• tamaño fijo o variable

◙ Ejecución de programa: Crea mapa a partir de ejecutable• Regiones de mapa inicial → Regiones de ejecutable


Fichero ejecutableNúmero mágico

Tabla de regiones

Código(constantes)


.... ........ ....... .

. . . . . . . . . . . . . . . .

0

1000

5000

6000


0

4000

5000 Datos sin valor inicial

Pila

Variables de entorno yargumentos del programa

“0”

Cabecera

Regiones

Código(constantes)

Dir. de inicio del programa

Mapa del proceso

Crear mapa desde ejecutable


Regiones del mapa de memoria

Región Soporte Protección Comp/Priv Tam Ubicación

Código Fichero RX Compartida Fijo Prefijada

Dat. con v.i. Fichero RW Privada Fijo Prefijada

Dat. sin v.i. Sin soporte RW Privada Fijo Prefijada

Pilas Sin soporte RW Privada Var Cualquiera

Heap Sin soporte RW Privada Var Cualquiera

F. Proyect. Fichero por usuario Comp./Priv. Fijo Cualquiera

M. Comp. Sin soporte por usuario Compartida Fijo Cualquiera

Bib.dinám. Regiones para código y datos (con y sin valor inicial)


Mapa de memoria


Datos sin valor inicial

Pila del proceso

Heap

Zona de memoria compartida

Pila de 1thread

Fichero proyectado F

Código biblioteca dinámica BDatos biblioteca dinámica B

Código

Privado, RW

Compartido, R X

Com./Priv., ??

Privado, RW

Privado, RW

Compartido, ??

Compartido, R X

Privado, RW

Mapa de memoria de un proceso hipotético


Determinar el tamaño del mapa

◙ Suficiente para albergar todas las regiones (iniciales y nuevas)• Y, para regiones dinámicas, su máximo tamaño

◙ SO no puede conocerlo a priori• Si se queda corto, proceso falla durante ejecución• Si se pasa, desaprovechamiento de memoria

◙ En sistemas basados en paginación no hay problema• Huecos no consumen espacio en nivel de procesos• Mapa muy grande con pila al final del mismo


Gestión del nivel de regiones

◙ Instancia del problema general. Diferencias con heap:• Menos peticiones, dinamismo y urgencia• Multithread/multiprocesador: conflicto poco probable• Gestión del SO, hay que asegurar integridad• Tamaño de peticiones significativamente mayor

◙ Solución habitual:• Información de estado externa (en memoria del SO)• Uso de lista única

○ SO mantiene tabla de regiones (lista de regiones)• Mecanismo de sincronización controla accesos concurrentes


Implementación de la tabla de regiones

Mapa de memoria de P50

800010000

Región 1

Región 2

16000

21000

Región 3

Región 426000

22000

0

8000

10000

16000

16000

21000

22000

26000

BCP de P5

t. de regiones


Operaciones sobre regiones

◙ crear_región• Reserva espacio en mapa y para descriptor de región• Cargar de fichero o rellenar a 0 (inmediata o diferida)

◙ eliminar_región• Libera espacio en mapa y en lista de regiones

◙ redimensionar_región• Crece: detecta no solape y asigna espacio contiguo en mapa• Decrece: libera espacio no requerido

◙ duplicar_región• Reserva de espacio en mapa y para descriptor de región• Copia de contenido (inmediata o diferida)


◙ Nivel de gestión de procesos• ¿Cómo se reparte la memoria entre mapas de los procesos?• Muy ligado al hardware de gestión de memoria

◙ Esquemas de gestión analizados:• Asignación contigua• Segmentación• Paginación• Segmentación paginada

Esquemas de gestión de la memoria del sistema


Asignación contigua

Memoria0

800010000

Proceso 4

Proceso 7

16000

21000

Proceso 3

Proceso 226000

22000


Asignación contigua: gestión software

◙ ¿Es posible?: Similitud con bib. dinámicas◙ Reubicación en el nivel de procesos

• Reubicación en la carga (impide compartir)• Código del ejecutable PIC

◙ Protección en el nivel de procesos• Uso de lenguajes con un sistema seguro de tipos• Entorno de compilación incluye código de control de accesos• Uso de lenguaje interpretado• Ejecución en una máquina virtual

◙ Soluciones poco generales y/o poco eficientes



Cabecera

Fichero Ejecutable04

....96

100104108112116120124128132136


Memoria

10000100041000810012100161002010024100281003210036..........

Reubicación en la carga


◙ Proporciona protección por hardware◙ Requiere reubicación por software

Registros límite

Memoria

Excepción

Procesador

PC

R. Instrucción

Hardware de traducción

LOAD R3,(15000)

10100

<1500016000

R.lím.inf. R.l m.sup.í10000

>

Excepción

0

800010000

Proceso 4

Proceso 7

16000

21000

Proceso 3

Proceso 226000

22000

10100 Instrucci nó15000

Dato15000SÍ SÍ

NONO


◙ Protección + reubicación de procesos por hardware[P, Dp] → [Df]

Registros base y límite

Excepción

Procesador

PC

R. Instrucción


LOAD R3,(5000)

100 6000

>500010000

+

R.límite R.base

SÍNO

Memoria0

800010000

Proceso 4

Proceso 7

16000

21000

Proceso 3

Proceso 226000

22000

1500010100 Instrucci nó

Dato15000


Creación de espacio lógico independiente

◙ Registros desactivados en modo núcleo• SO no posee espacio

lógico propio

Memoria0

800010000

Proceso 4

Proceso 7

16000

21000

Proceso 3

Proceso 226000

22000

0 8000

10000 6000

16000 5000

22000 4000

BCP de P4

BCP de P7

BCP de P3

BCP de P2

base límite

base límite

base límite

base límite


Gestión del espacio y operaciones de memoria

◙ Deficiencias de asignación contigua• No soporte regiones, no compartir, no base de m. virtual

◙ Dos alternativas: Particiones fijas o variables◙ Operaciones:

• crear_mapa: Buscar hueco suficiente para mapa• duplicar_mapa: Nuevo mapa y copiar contenido• eliminar_mapa: Liberar bloque• cambiar_mapa: Instalar registros valla en cambio contexto

◙ Operaciones de regiones usan mapa como espacio de 0 a N


Gestión basada en particiones estáticas

Memoria0

8000

14000

Proceso 1

20000

30000

0 3500

4000 4000

14000 5500

20000 4000

BCP de P6

BCP de P1

BCP de P5

BCP de P3

base límite

base límite

base límite

base límite

Listas de huecos

4000

6000

10000

Proceso 6

Proceso 5

Proceso 3

4000

Hueco

Hueco

00

10

01


Gestión basada en particiones variablesMemoria

0

800010000

Proceso 4

Proceso 7

16000

21000

Proceso 3

Proceso 226000

22000

0 8000

10000 6000

16000 5000

22000 4000

BCP de P4

BCP de P7

BCP de P3

BCP de P2

base límite

base límite

base límite

base límite

8000

2000

21000

1000

Lista de huecos


Espacio de instrucciones y de datos separados

Excepción

Procesador

PC

R. Instrucción


LOAD R3,(2000)

100

3000

>10010000

+

R.límiteI R.baseI

Memoria0

800010000

Datos de proceso 4

C digo de proceso 7ó

16000

21000

26000

23000Excepción

3000

> +

R.límiteD R.baseD


Datos de proceso 7

1300010100

200023000

25000

Datos de proceso 3

10100 Instrucci nó

Datos de proceso 2



Dato25000

SÍ

SÍ

NO

NO


Compartir con espacio de I/D separados

Memoria0

4000

10000

Datos de proceso 3

16000

20000

26000

22000

10000 6000

BCP de P1

base límite

C digoó

Datos de proceso 1

Datos de proceso 2

16000 4000

10000 6000

BCP de P2

base límite

22000 4000

10000 6000

BCP de P3

base límite

0 4000


Segmentación

Memoria0

800010000

Región 3 del Proceso 5

16000

21000

26000

23000




Región 1 del Proceso 7Región 1 del Proceso 5




2000

5000

1200014000

1800019000


Segmentación: Aspectos hardware

◙ Esquema que intenta dar soporte directo a las regiones◙ Generalización de registro base y límite: 1 pareja/segmento◙ Dirección lógica: núm. de segmento + dirección en segmento◙ MMU usa una tabla de segmentos (TS)

• Si pocos segmentos se puede almacenar en MMU• Si no, en memoria; Necesidad de caché

◙ Entrada de TS contiene (entre otros):• r. base y límite del segmento• protección: RWX + bit de validez

◙ Dir. lógicas de usuario y de sistema (p.e. empiezan por 0 ó 1)


memoria

límite base

s d

Dirección lógica

Excepción

> +NO

Direcciónfísica

Registro a tablade segmentos

d‘

RWX V/I

based

d‘

SÍ

Esquema de traducción con segmentación


Esquema de segmentación: usuario y sistema

0 s d

Dirección lógica

Excepción

> +NO

Direcciónfísica

Registro a tabla desegmentos de usuario

d‘

1 s d

Dirección lógica

Excepción

> +NO

Direcciónfísica

Registro a tabla desegmentos de sistema

d‘

memoria

límite baseRWX V/I

límite baseRWX V/I

SÍ

SÍ



◙ SO mantiene TSU por proceso (t. de regiones)• En c. contexto notifica a MMU qué TSU debe usar

◙ SO mantiene una única TSS que no cambia• Procesos comparten mapa del sistema operativo• SO interpreta directamente direcciones de usuario de p. actual• SO usa asociaciones temporales para acceso a resto de memoria

◙ Segmentación: reubicación (doble) de regiones y de procesos[P, R, Dr] → [Df]


Ejemplo de segmentación

BCP de P4

BCP de P7

BCP de P5

8000

2000

18000

1000

Lista de huecos

Memoria0

800010000


16000

21000

26000

23000



Región 1 del SO

Región 1 de Procesos 7 y 5Región 2 del SO




2000

5000

1200014000

1800019000

5000 3000 R-X V 0 2000 RW- V16000 2000 RW- V


14000 2000 R-X V 23000 3000 RW- V

21000 2000 RW- V

0 2000 RW- V

14000 2000 R-X V

14000 2000 R-X V 19000 2000 RW- V

2000 3000 RW- V

14000 2000 R-X V


10000 2000 R-X V 12000 2000 RW- V


t.segmentos

t.segmentos

t.segmentos


Ejemplo de referencias a memoria

BCP de P1

Memoria0

8000 A000

1A000

17000

2000

C000 E000

1200013000


2000 6000 R-X V E000 4000 RW- V


t.segmentos A000 2000 RW- V 13000 4000 R-X V

LOAD (01000000)JMP 00000000

18000

BCP de P2

t.segmentos 18000 2000 RW- V 13000 4000 R-X V

Dato del programa

Dato del programa

LOAD (81000000)JMP 80000000

Dato del SO

01000000 → P1 (0A000) P2 (18000) 81000000→ P1 (E000) P2 (E000)00000000 → P1 (13000) P2 (13000) 80000000 → P1 (2000) P2 (2000)


Soporte de regiones, compartir y m. virtual

◙ Soporte directo de regiones (punto fuerte)◙ Compartir: directo (región = segmento)

• 2 entradas iguales en 2 TSU• Pero sigue habiendo problemas con autorreferencias• Afecta a bibliotecas dinámicas. Mismas dos opciones:

○ Preasignar número de segmento versus Tabla de indirección◙ Soporte de memoria virtual

• No adecuado para m. virtual por tamaño variable de segmentos


Problemas al compartir una región

zona compartida

Memoria

00000100 ó 010001001000010100

BCP de P1

BCP de P2

---- ---- ---- -- 10000 500 RW- Vt.segmentos

t.segmentos

---- ---- ---- --

---- ---- ---- -- ---- ---- ---- --

10000 500 RW- V


Gestión de espacio y operaciones de memoria

◙ Nivel de procesos y regiones fusionado• Espacio de regiones se busca en m. del sistema no en mapa

◙ Operaciones de procesos:• crear_mapa: Sólo crea tabla de segmentos• eliminar_mapa: Libera tabla de segmentos• duplicar_mapa: Copia de tabla de segmentos• cambiar_mapa: Cambia de TSU en cambio contexto

◙ Operaciones de regiones:• crear_región: Reserva entrada TSU (fija o no) y hueco• eliminar_región: Libera espacio y entrada en TSU• duplicar_región: Reserva de espacio y entrada, y copia• redimensionar_región: si crece, asignar; si decrece, liberar


Paginación: Fundamento

◙ Asignación contigua: mal aprovechamiento por frag. externa◙ Óptimo es irrealizable◙ Paginación: cambio de escala de byte a página

• Cualquier página de proceso en cualquier marco de página• Peor aprovechamiento (f. interna) pero t. de traducción menor• Asignación no contigua: Reubicación no lineal

◙ Función de reubicación• Ejemplo: dirección lógica 1536 en física 2560 (pág. 1024)

○ Tabla[1536/1024].marco*1024 + 1536%1024 =2560○ Cálculo complejo: no si tamaño de página es potencia de 2


Aprovechamiento óptimo

Dirección 50 del proceso 4









.........................................

.........................................

Memoria

0

1

2

3

4

5

6

N-1

N


Aprovechamiento con paginación

Página 5 del proceso 20









.........................................

.........................................

Memoria

0

1

2

3

4

5

6

N-1

N


Reubicación no lineal en paginación

◙ Dir. lógica (1536) 00000000000000000000011000000000◙ Tabla[0000000000000000000001]=0000000000000000000010◙ Dir. física (2560) 00000000000000000000101000000000

Marco 0

Memoria

Marco 1Marco 2

Marco 3

Marco 4

Marco N

P gina 0á

Mapa del proceso

P gina 1áP gina 2á

P gina 3á

Página 1

Página 0

Página 3

Página 2

0

1024

2048

3072

1536

0

1024

2048

3072

..... ...

..... ...

..... ...

2560P gina 0á

Mapa del proceso

P gina 1áP gina 2á

P gina 3á

0

1024

2048

3072

1536

Tabla de p ginasá

Marco N

Marco 2

Marco 0

Marco 3


Paginación. Aspectos hardware

◙ Mapa de memoria del proceso dividido en páginas◙ Memoria principal dividida en marcos (tam. marco=tam. página)◙ Tabla de páginas (TP): Asocia página y marco que la contiene◙ Normalmente espacio lógico ≥ físico (bits de p ≥ bits de m)

• Excepción: Intel PAE (Physical Address Extension)◙ Tabla de páginas única vs 2 tablas de páginas separadas◙ Si mapa de E/S y memoria común: dir. lógica → dir. de E/S


Esquema de traducción con TP única

memoria

Marco m

p d

Dirección lógica

Direcciónfísica

Registro a tablade páginas

m d

RWX V/Id

Marco m


Esquema de traducción con TP usuario y sistema

memoria

Marco m

0 p d

Dirección lógica

Direcciónfísica

Registro a tabla depáginas de usuario

m d

RWX V/I

Marco m

Dirección lógica

Direcciónfísica

m d

RWX V/I

1 p d

Registro a tabla depáginas de sistema


Contenido de entrada de TP

◙ Número de marco asociado◙ Información de protección: RWX◙ Bit de página válida/inválida◙ Bit de página accedida (Ref)◙ Bit de página modificada (Mod)◙ Bit de desactivación de caché (para direcciones de E/S)◙ Entrada de sistema (S): Presente en MMU con TP única◙ Indicador de página global (G): accesible por todos◙ Indicador de superpágina


Tamaño de la tabla de páginas

◙ Condicionado por diversos factores contrapuestos:• Potencia de 2 y múltiplo de sector de disco• Compromiso (entre 1K y 16K)• Pequeño: Menor f. interna, mejor ajuste a conjunto de trabajo• Grande: Tablas más pequeñas, mejor rendimiento de disco

◙ Lo fija el procesador• Algunos permiten configurar distintos tamaños• Algunos implementan superpáginas

○ Por ejemplo: superpáginas de 4M y páginas de 4K



◙ SO mantiene una TP por cada proceso• En c. contexto notifica a MMU cuál debe usar

[P, Dp] → [Df]◙ Si TP separadas, SO mantiene una única TP para propio SO◙ Si TP única, cada TP incluye entradas para SO marcadas con S

• TP única más flexible pero propagar cambios en entradas S◙ Proceso modo sistema acceso directo a su mapa y al de SO

• Procesos comparten mapa del sistema operativo• SO interpreta directamente direcciones de usuario de p. actual• SO usa asociaciones temporales para acceso a resto memoria


Paginación con TP usuario y sistema

BCP de P4

BCP de P7

BCP de P5

MemoriaMarco 0 (0KB) P gina 2 del Proceso 4á

0000A V

Registro a tabla dep ginas de usuarioá

Registro a tabla dep ginas de sistemaá

t. páginas

t. páginas

t. páginas

00007 V00000 V

00006 V00001 V0000B V

00003 V00004 V00008 V

00005 V00002 V00009 V

P gina 1 del Proceso 7áP gina 1 del SOáP gina 0 del Proceso 5áP gina 1 del Proceso 5áP gina 0 del SOáP gina 0 del Proceso 7áP gina 1 del Proceso 4áP gina 2 del Proceso 5áP gina 2 del SOá

................................

P gina 0 del Proceso 4áP gina 2 del Proceso 7á

Marco 3 (12KB)Marco 4 (16KB)Marco 5 (20KB)Marco 6 (24KB)

Marco 7 (28KB)Marco 8 (32KB)Marco 9 (36KB)Marco A (40KB)Marco B (44KB)

Marco 1 (4KB)Marco 2 (8KB)

.........

.........

.........

.........


Paginación con TP única

BCP de P4

BCP de P7

BCP de P5

MemoriaMarco 0 (0KB) P gina 2 del Proceso 4á

0000A V U

Registro a tablade p ginas á

t. páginas

t. páginas

t. páginas

00007 V U00000 V U

00005 V S00002 V S00009 V S

P gina 1 del Proceso 7áP gina 1 del SOáP gina 0 del Proceso 5áP gina 1 del Proceso 5áP gina 0 del SOáP gina 0 del Proceso 7áP gina 1 del Proceso 4áP gina 2 del Proceso 5áP gina 2 del SOá

................................


Marco 3 (12KB)Marco 4 (16KB)Marco 5 (20KB)Marco 6 (24KB)

Marco 7 (28KB)Marco 8 (32KB)Marco 9 (36KB)Marco A (40KB)Marco B (44KB)

Marco 1 (4KB)Marco 2 (8KB)

.........

.........

00006 V U00001 V U0000B V U

00005 V S00002 V S00009 V S

.........

.........

00003 V U00004 V U00008 V U

00005 V S00002 V S00009 V S

.........

.........

Entrada C0000


Soporte de regiones, compartir y m. virtual

◙ No soporte directo de regiones pero fácil conseguirlo• Región ocupa número entero de páginas• SO mantiene tabla de regiones por cada proceso• Protección de región: uso de bits de protección de sus páginas• No reserva espacio para huecos: bit de validez desactivado• También soporte de regiones de SO (uso de superpáginas)

◙ Compartir región:• Entradas corresponden con mismo marco (sinónimos)

◙ Permite esquemas de memoria virtual• Unidad de transferencia: página (tamaño fijo)• Uso de bit validez: página no residente con bit desactivado


Visión global de la paginación

08192

BCP de P1

t. de regiones

t. páginas

00004 V R-X p00001 V R-X p

.........

-------- I ----- --


Región 1 (R-X)

Región 2 (RW-)

Región 3 (RW-)

.........

81924096

0

819212288

163844096

16384

MemoriaP gina 4 del Proceso 1á

P gina 0 de Procesos 1 y 2á


P gina 2 del Proceso 1á

Superpágina 1 del SO

................................0

8192

BCP de P2

t. de regiones

t. páginas


163844096

Registro a tabla depáginas de usuario

Registro a tabla dep ginas de sistemaá

00C00 V R-X P

.........

Región 1 (R-X)

Región 2 (RW-)

Región 3 (RW-)

.........

0

81921228816384

Región 1 (R-X)

Región 2 (RW-)

Región 3 (RW-)

.........

0

81921228816384

Región 1 (R-X)

Región 2 (RW-)

Región 3 (RW-)

.........

0

81921228816384

00006 V RW- p

00000 V RW- p

00004 V R-X p

.........

-------- I ----- --00003 V RW- p

00002 V RW- p

P gina 1 de Procesos 1 y 2á

................................

Mapa de memoria del SO

Región 1 (R-X)

.........

0Región 1 (R-X)

Región 2 (RW-)

.........

x80000000

.........

.........

Superpágina 0 del SO

00400 V RW- P

Mapa de bits de marcos

1111101...

00001 V R-X p

Marco 0Marco 1Marco 2Marco 3Marco 4Marco 5Marco 6

Marco 400

Marco C00

........

........

x80400000

x80800000................................ ........

................................

................................

........


Gestión del espacio y operaciones sobre el mapa

◙ Asignación no contigua: Instancia especial del problema general• Todas las peticiones de 1 página• SO usa tabla de marcos: marco libre/ocupado (mapa de bits)

◙ Nivel de regiones y de procesos separados como a. contigua pero• Reserva de mem. sólo para regiones: página no usada no gasta

◙ Operaciones del nivel de procesos:• crear_mapa: Sólo crea TP con entradas inválidas • eliminar_mapa: Liberar tabla de páginas• duplicar_mapa: Copia de tabla de páginas• cambiar_mapa: Cambiar de TP en cambio contexto

◙ Operaciones de regiones igual que en asignación contigua• Pero también con acciones de nivel de procesos


Operaciones sobre regiones

◙ crear_región:• Reserva marcos, busca zona libre en mapa (si ubicación libre)• Reserva entrada t.reg, conecta entradas TP a marcos y carga

◙ eliminar_región:• Libera marcos y entrada t.reg, invalida entradas TP

◙ duplicar_región: • Reserva marcos y entrada t.reg, conecta entradas TP y copia

◙ redimensionar_región: • Reserva o libera marcos, conecta o invalida entradas TP


Implementación de TP

◙ TP se mantiene normalmente en memoria principal◙ 2 problemas: eficiencia y gasto de almacenamiento◙ Eficiencia:

• Cada acceso lógico requiere 2 accesos a memoria principal• Solución: caché de traducciones → TLB

◙ Gasto de almacenamiento: Tablas muy grandes• Ejemplo: páginas 4K, dir. lógica 32 bits y 4 bytes/entrada

○ Tamaño TP: 220 *4 = 4MB/proceso• Solución: tablas multinivel y tablas invertidas


Translation Look-aside Buffer (TLB)

◙ Memoria asociativa con info. sobre últimas páginas accedidas◙ Entradas en TLB no incluyen información sobre proceso

• Invalida TLB en c. contexto (no entradas G)◙ Entradas en TLB incluyen información sobre proceso

• Registro UCP mantiene ID de p. actual: No invalidar◙ Gestionada por MMU: Si fallo usa la TP en memoria

• MMU activa Mod y Ref en TP◙ “Casi” transparente al SO

• Invalidar, si no PID, y coherencia en memoria virtual


TLB sin información de proceso

p d

Dirección lógica

Consultar la tabla de páginas

m d

P7 M5 R-X L ....

.........

P1 M6 RW- L ....P8 M0 R-X G ....

Acierto

NO

SÍ

Direcciónfísica

TLB


TLB con información de proceso

p d

Dirección lógica

Consultar la tabla de páginas

m d

P7 M5 ....ID7 R-X

.........

P1 M6 RW- .... ID6 P8 M0 R-X ....ID0

Acierto

NO

SÍ

Direcciónfísica

Registro identificadorde proceso

ID

TLB


◙ Alternativa: traspasar al SO parte del trabajo de traducción ◙ MMU no usa tablas de páginas, sólo consulta TLB◙ SO mantiene TPs que son independientes del HW◙ Fallo en TLB → Activa SO◙ SO se encarga de:

• Buscar “a mano” en TP la traducción• Rellenar TLB con la traducción• Propagar bits Ref y Mod a TP

◙ Flexibilidad en diseño de SO pero menor eficiencia

TLB gestionada por software


Tablas de páginas multinivel

◙ Fundamento• Tablas de páginas muy grandes con muchas entradas nulas• Fragmentar tabla y acceder mediante tabla maestra

◙ Tablas de páginas organizadas en M niveles:• Entrada de TP de nivel K apunta a TP de nivel K+1• Entrada de último nivel apunta a marco de página

◙ Dirección lógica especifica la entrada a usar en cada nivel:• 1 campo por nivel + desplazamiento

◙ Si todas las entradas de una TP son inválidas• No se almacena esa TP e inválida entrada de TP superior


R egistro basede la TP

Tabla de páginasde pri mer nivel

Tab la de página sde s egundo niv el

Byte1 niveler 2º nive lDirec ción lógic a

...

...

...

M arco depágina

Esquema de traducción con 2 niveles

memoria

Dirección lógica

Direcciónfísica


m d

dMarco m

p1 p2 d

...

...

m

...

...

...Superp ginaá m’


Ventajas de tablas de páginas multinivel

◙ Si proceso usa una parte pequeña de su espacio lógico• Ahorro en espacio para almacenar TPs

◙ Ejemplo: Proceso que usa 12MB superiores y 4MB inferiores• 2 niveles, pág. 4K, dir. lógica 32 bits (10 bits/nivel), 4B/entrada

○ Tamaño: 1 TP N1 + 4 TP N2= 5 * 4KB = 20KB (frente a 4MB)◙ Ventajas adicionales:

• Permite compartir TPs intermedias• Sólo se requiere que esté en memoria la TP de nivel superior

◙ Facilita implementación de superpáginas• Entrada de primer nivel de superpágina apunta a m. física


Ventajas de tablas de páginas multinivelMemoria

de primer nivelTabla de páginas

. . .

Tablas de páginasde segundo nivel

. . .

. . .

. . .

Tabla de páginas

V

V

V

VI

I

Página 0

Página 1023

Página 1024

Página 2047

Página 2048

Página 3071

Página 1048575 (2^20-1)

Pág. 1047552 (2^20-1024)


Tabla de páginas invertida

◙ Procesadores actuales espacio lógico enorme (dirs. de 64 bits)• TPs muy grandes incluso usando multinivel

◙ Uso de TPs invertidas• Entrada por cada marco indica página almacenada en él• Necesario guardar núm. de página e id. de proceso

◙ Procedimiento de traducción:• MMU usa TLB convencional• Si fallo en TLB → se busca traducción en TP invertida

◙ Tabla hash para evitar búsqueda secuencial◙ Difícil compartir. Alternativa: guardar marco en entrada de TP◙ TP pequeña pero SO debe guardar info. de páginas no residentes


Esquema de traducción con TP invertida

p d

Dirección lógica

m d

M0 P7 ID5 R-X ....

.........

M1 P1 ID6 RW- ....M2 P8 ID0 R-X ....

DirecciónfísicaTabla de p ginas

invertidaá

Registro identificadorde proceso

ID

hash

Memoria

d

Marco m


Segmentación paginada: esquema de traducción

Memoria

Tabla de segmentos

límite base

s d

Dirección lógica

Excepción

> +NO p d '

m

Tabla de páginas

m d '

Registro a tablade segmentos



SÍ



◙ Segmentación paginada local: 1TS/proceso y 1TP/proceso• Espacio lógico por proceso

[P, R, Dr] → [P, Dp] → [Df]• Mayor similitud con paginación

◙ Segmentación paginada global: 1TS/proceso y TP única• Espacio lógico global

[P, R, Dr] → [Dg] → [Df]• Mayor similitud con segmentación simple


Segmentación paginada localMemoriaMapa de proceso 1

Mapa de proceso 2

Región 1 de proceso 1





Segmentación paginada globalRegión 1 de proceso 1




Espacio lógico global Memoria


Espacio de direcciones único

◙ Problema de las autorreferencias en todos esquemas: ¿por qué?• Proteger vs compartir + fusión de reubicación y protección

◙ SASOS, Single Address-Space Operating Systems• Espacio global no segmentado• Procesos comparten en mismo rango: autorreferencias• Reubicación software (en carga) en nivel de procesos• Paginación proporciona reubicación global

◙ Capabilities: también espacio de direcciones único


Comparativa de esquemas de gestión de memoria

Esquema de gestión Resolución/R.módulos R. regiones R. procesos R. global Registros límite Compilador/montador Montador Cargador ― Registro base y límite Compilador/montador Montador MMU ― Segmentación Compilador/montador MMU (seg) ― Paginación Compilador/montador Montador MMU (pág) ― Seg. paginada global Compilador/montador MMU (seg) MMU (pág) Seg. paginada local Compilador/montador MMU (seg) MMU (pág) ― SASOS Compilador/montador Montador Cargador MMU (pág)


◙ Intercambio (swapping): más procesos de los que caben en mem• Disco (swap): respaldo de memoria• Swap out: expulsa/suspende proceso si no hay sitio

○ Diversos criterios para expulsar: mejor si bloqueado• Swap in: reanudación de proceso expulsado (y listo)• Preasignación de swap o no

◙ Overlays: Programas más grandes que memoria disponible• No transparente a programador: info. de uso de módulos• Montador genera ejecutable con código de carga y descarga

M. virtual: Antecedentes


Fundamento de la memoria virtual

◙ M. virtual: SO gestiona niveles de m. principal y m. secundaria • Sube por demanda; Baja por expulsión

◙ Aplicable por proximidad de referencias• Procesos sólo usan parte de su mapa en intervalo de tiempo• Parte usada (cjto de trabajo) en m. principal (cjto residente)

◙ Beneficios:• Aumenta el grado de multiprogramación• Permite ejecución de programas que no quepan en mem. ppal

◙ No adecuada para sistemas de tiempo real◙ Basada en paginación: Uso del bit de validez

• Página no residente se marca como no válida• En acceso: Excepción de fallo de página


Ciclo de vida de página compartida y en fichero

Fichero

MemoriaFallo

Expulsión ymodificada


Ciclo de vida de página privada y en fichero

Fichero

Memoria

Fallos y expulsionesuna vez modificada


Swap

Fallo (mientras nomodificada una vez)


Ciclo de vida de página anónima

Memoria

Fallos y expulsionesuna vez modificada


Swap

Fallo (mientras nomodificada una vez)

Rellenarcon ceros


Políticas de administración

◙ Localización◙ Extracción◙ Ubicación:

• Cualquiera, aunque puede usarse coloración de páginas◙ Reemplazo◙ Actualización

• Escritura diferida◙ Reparto de espacio


Política de localización: posibles ubicaciones

08192

R-X Comp.F Bl. inicial 0

BCP de P1

t. de regiones

t. páginas

00004 V R-X00000 I 000


Región 1 (R-X)

Región 2 (RW-)

Región 3 (RW-)

.........

0

8192

16384

Memoria

P gina 0 de P1á

Región 1 (R-X)

Región 3 (RW-)

.........

0

8192

16384

00001 I SW1

Marco 0Marco 1Marco 2Marco 3Marco 4

......................... ........

Fichero

20480

Cód. 0Cód. 1DVI 0DVI 1

.........81928192

RW- Privada F Bl. inicial 2

163844096

RW- Privada An nimaó

Fichero F

00000 I 00000000 I 000

Fichero

Bloq. 0

.........

Swap (SW1)

Bloq. 1Bloq. 2Bloq. 3

.........00000 I 000


Política de extracción: Fallo de página

◙ Si dirección inválida → Aborta proceso o le manda señal◙ Si no hay ningún marco libre (consulta T. marcos)

• Reemplazo: pág P marco M → P inválida ○ Si mod → escribir fichero (comp) o swap (priv)

◙ Hay marco libre (se ha liberado o lo había previamente):• Inicia lectura de página en marco M• Conecta entrada de TP a M

◙ Fallo de página en modo sistema no siempre es error:• Acceso a página de usuario no residente• Página de SO no residente o propagar cambios mapa SO

◙ Prepaginación: trae páginas por anticipado (no por demanda)


Creación de tablas de páginas por demanda

Memoria

de primer nivel

Tablas de páginasde segundo nivel

Tabla de páginas

V

I

I

II

I

V

I

II

I

V

08192


BCP de P1

t. de regiones

t. páginas

81928192


.............


◙ Tipo de reemplazo: local o global◙ Factores a tener en cuenta:

• Tiempo de residencia• Frecuencia de uso• Frescura de la página

◙ También en caché de sistemas de ficheros◙ Objetivo: Minimizar la tasa de fallos de página.

• Poca sobrecarga y MMU estándar◙ Algoritmo óptimo (MIN): Irrealizable

• Página residente que tardará más en accederse

Política de reemplazo


◙ Página que lleva más tiempo residente◙ Fácil implementación:

• Páginas residentes en orden FIFO• No requiere el bit de página accedida (Ref)

◙ No es una buena estrategia: basado sólo en tiempo de residencia◙ Anomalía de Belady

• Ejemplos donde: ↑ nº marcos ⇒ ↑ nº fallos

Algoritmo FIFO


Algoritmo LFU (Least Frequently Used)

◙ Página residente menos frecuentemente usada◙ Problema: muchos accesos en una fase y ninguno después◙ No anomalía de Belady: algoritmo de pila ◙ Difícil implementación estricta (hay aproximaciones):

• Precisaría una MMU específica


Algoritmo LRU (Least Recently Used)

◙ Página residente menos recientemente usada (frescura)◙ Proximidad de referencias: pasado reciente → futuro próximo◙ No anomalía de Belady: algoritmo de pila ◙ Sutileza: ¿en tiempo de proceso o de sistema?◙ Difícil implementación estricta (hay aproximaciones):

• Precisaría una MMU específica◙ Sí se usa como tal en caché de sistemas de ficheros


Algoritmo del reloj (o 2ª oportunidad)

Ref = 1

Ref = 0

Ref = 1

Ref = 1

Ref = 0

Ref = 0

Ref = 1

Ref = 0

Ref = 1

Ref = 0

Inicio

Expulsada


Más allá de LRU: ARC

◙ Limitaciones LRU: páginas que se acceden sólo una vez• Añadir frecuencia a frescura → LRU/K

◙ ARC (Adaptive Replacement Cache): autoconfigurable• 2 LRU: L1 frescura (|L1|=p), L2 frecuencia (|L2|=2N-p),

○ Info 2N pág: N residentes y N últimas expulsadas (históricos H)• Si |L1|>p reemplazo LRU de L1, sino de L2

• Ajuste de p: si fallo en H de L1, p++; si en H de L2, p--◙ ARC requiere hardware específico

• CAR (Clock with Adaptive Replacement): reloj + ARC


Buffering de páginas

◙ Reemplazo bajo demanda: Mejor por anticipado◙ Reserva de marcos libres◙ Fallo de página: siempre usa marco libre (no reemplazo)◙ Si nº marcos libres < umbral

• “demonio de paginación” aplica algoritmo de reemplazo○ páginas no modificadas → lista de marcos libres○ páginas modificadas → lista de marcos modificados

► cuando se escriban a disco pasan a lista de libres◙ Si se referencia una página mientras está en estas listas:

• fallo de página la recupera directamente de la lista (no E/S)


Caché de páginas

◙ Encontrar eficientemente si página está residente:• Necesario en buffering y al compartir• [Fichero|Disp. swap, nº bloque] → {nº marco | !residente}• Págs. anónimas no en caché de páginas

◙ Cargar página de fichero o swap en fallo• Insertar en caché de páginas

◙ Sistema de ficheros también incluye caché de bloques• Tendencia: fusión de caché de páginas y de bloques


Retención de páginas en memoria

◙ Páginas marcadas como no reemplazables◙ Se aplica a páginas del propio SO

• SO con páginas fijas en memoria es más sencillo◙ También se aplica mientras se hace DMA sobre una página◙ Servicio para fijar en memoria una o más páginas de su mapa

• Adecuado para procesos de tiempo real• Puede afectar al rendimiento del sistema• En POSIX servicio mlock


Política de reparto de espacio

◙ Estrategia de asignación fija (reemplazo local)• Nª marcos asignados a proceso (cjto residente) es constante• No se adapta a las distintas fases del programa• Comportamiento relativamente predecible• Arquitectura impone nº mínimo

◙ Estrategia de asignación dinámica• Nº marcos varía según evolución de proceso(s)• Asignación dinámica + reemplazo local

○ comportamiento relativamente predecible• Asignación dinámica + reemplazo global

○ comportamiento difícilmente predecible


grado de multiprogramación

Util

izac

ión

de la

UC

P

Hiperpaginación (Thrashing)

Tasa excesiva de fallos de página de proceso o de sistemaCon asignación fija: Hiperpaginación en procesoCon asignación variable: Hiperpaginación en el sistema


Políticas de control de carga

◙ Estrategia del conjunto de trabajo• Páginas usadas por proceso en últimas N referencias• Si conjunto de trabajo decrece se liberan marcos • Si conjunto de trabajo crece se asignan nuevos marcos

○ si no hay disponibles: suspender proceso(s)• Requiere MMU específica

◙ Estrategia basada en frecuencia de fallos de página (PFF)◙ Control de carga y reemplazo global

• No control de hiperpaginación• Algoritmo de control de carga empírico

○ Si nº marcos frecuentemente debajo de umbral


◙ Si tasa < inferior se liberan marcos aplicando reemplazo◙ Si tasa > límite superior se asignan nuevos marcos

• Si no marcos libres se suspende algún proceso

número de marcos

tasa

de

fallo

s de

pág

ina

límite superior

límite inferior

Estrategia basada en frecuencia de fallos


Dispositivo de paginación (swap)

◙ Disco, partición o fichero (más lento)• Incorporación dinámica y configurable de espacio de swap

◙ Estructura: cabecera y bloques; mapa de bits sólo en memoria◙ Preasignación de espacio (reserva vs recuento)

• Al crear región privada o sin soporte• Permite detectar síncronamente la falta de espacio de swap

◙ Sin preasignación de espacio• En primera expulsión se le asigna espacio en swap• Mejor aprovechamiento de espacio de almacenamiento

◙ Regiones privadas o sin soporte usan el swap• Compartidas con soporte usan directamente fichero

◙ Bloque de swap puede compartirse: contador de referencias


Compartimiento de páginas

◙ Escenarios:• Zona de memoria compartida• Compartir código de programa o biblioteca• Fichero proyectado en modo compartido• Regiones compartidas después de fork

◙ Compartir igual que con paginación convencional pero:• Caché de páginas para localizar pág compartida ya residente• Traducción inversa al expulsar página compartida

○ De marco de página a entradas de TP que lo referencian


Duplicado perezoso de páginas

◙ Escenarios de uso duplicado:• Datos con valor inicial de programas y bibliotecas• Regiones compartidas después de fork• Fichero proyectado en modo privado

◙ Optimización: Duplicado por demanda (copy-on-write, COW) • Se comparte una página mientras no se modifique• Si un proceso la modifica se crea una copia para él

◙ Implementación de COW• Se comparten páginas de regiones duplicadas pero:

○ se marcan de sólo lectura en TP (no en t. regiones)


Tratamiento del fallo de COW

◙ Si dirección ∉ región WR → Aborta (o señal) proceso◙ Si ref > 1

• Reserva marco libre, copia contenido y conecta a TP• Devuelve permiso WR a entrada, ref--, no inserta caché págs

◙ Si ref == 1• Devuelve permiso WR a entrada, elimina de caché págs

◙ Si página con bloque de swap asignado, desvincular del mismo


Gestión de memoria del SO

◙ Gestión de la memoria física• En iniciación SO recibe información de memoria física• SO crea e inicia tabla de marcos

◙ Gestión del mapa del SO• Fase inicial: SO crea e inicia TP del sistema

○ SO contiguo en memoria → uso de superpáginas• Fase estable: Marcos restantes para procesos y SO

○ Para SO: asociación de marco con mapa SO○ Para proceso: asociación con mapa usuario + a. temporal de SO○ Alternativa: mapa de SO incluye toda memoria física

► No requiere asociación temporal pero menos flexible


Esquemas de asignación de espacio del SO

◙ Reserva de espacio contiguo lógico versus físico◙ Distintos gestores de memoria del SO:

• Reserva de págs contiguas en espacio físico (get_free_pages)• Reserva de un cierto tamaño (kmalloc)• Reserva de objetos del mismo tipo (p.ej. BCP) (slabs)• Reserva de espacio contiguo lógico (vmalloc)

◙ Diversos gestores usan cachés• Equilibrio entre reclamar espacio de caché o de usuario

◙ SO con mapa residente vs con parte del mapa paginable◙ En multiprocesadores, prerreservas por cada UCP


Coherencia de la jerarquía de memoria

◙ Modelo donde cada nivel se caracteriza por:• Función de traducción: ID objeto → bloque de ese nivel

○ Espacio lógico por proceso: ID = [P, Dp]○ Espacio lógico global: ID = [Dg]○ Espacio físico: ID = [Df]

► No es un ID único en la vida de un proceso

• Jerarquía de niveles de traducción• Existencia de múltiples componentes• Entidades que pueden acceder al nivel (procesos, E/S)• Tipo de multiplexación para multiproceso: temporal/espacial


Niveles de la jerarquía de memoria

◙ Memoria secundaria• Componente único con multiplexación espacial• Traducción: t. regiones y páginas, no jerarquía de traducción

◙ Memoria principal• Componente único con multiplexación espacial/temporal• Traducción: t. páginas, jerarquía de traducción (TP/TLB)

○ TLB con o sin PID. En MP una TLB/UCP◙ Memoria caché (en general N niveles)

• Puede tener N componentes (MP o caché de I/D separadas)• No jerarquía de traducción. Dos esquemas de traducción:

○ virtual: ID lógico; acceso TLB y caché en paralelo: con o sin PID ○ física: ID físico; acceso TLB y caché no en paralelo


Problemas de coherencia entre niveles

◙ Niveles adyacentes• Entre caché y m. principal si E/S por DMA

○ Escritura en nivel rápido/lectura del otro y viceversa► Si SO responsable: volcados e invalidaciones, respectivamente

• En la jerarquía de traducción: TLB y TP○ SO actualiza directamente TP → SO invalida entrada TLB

◙ Mismo nivel• Coherencia entre múltiples cachés en multiproc. → HW• Coherencia entre múltiples TLB → SO

○ Propagar invalidación de TLB (IPI)• Caché de I/D separadas:

○ Si SO responsable: volcados e invalidaciones


Problemas por homónimos y sinónimos

◙ Homónimos: mismo nombre para objetos diferentes• Problema sólo si espacio lógico por proceso• Sólo en TLB y caché si no incluyen PID

○ Invalidar en cambio de contexto◙ Sinónimos: distintos nombres para mismo objeto (compartir)

• Problema si un nivel no los detecta• Puede darse en caché virtual con PID. Soluciones:

○ Resuelto por hardware○ Restricciones de alineamiento en regiones compartidas○ En cambio de contexto, eliminar entradas conflictivas○ Uso de un espacio único global → No sinónimos


Operaciones del nivel de procesos y de regiones

◙ Nivel de procesos igual que en paginación sin m. virtual◙ N. regiones: igual pero reserva m. física en fallo página o COW

• crear_región○ No asigna memoria principal ni entrada TP (excepto pila)○ Si preasignación, reserva swap

• eliminar_región: igual + liberar swap si privada• redimensionar_región (heap o pila)

○ Decrece: igual + liberar swap○ Crece: Ajuste t. regiones + reserva swap si preasignación

► Cuidado expansión pila• duplicar_región:

○ Duplicar entradas TP y RO → Fork optimizado


Creación del mapa inicial0

8192R-X Comp.

F Bl. inicial 0

BCP

t. de regiones

t. páginas

00000 I 000

Mapa de memoria inicial


.........

0

8192

16384

MemoriaCódigo

C0000000

8192

16384


......................... ........

Fichero

20480

.........

81928192


163844096


Fichero F

00000 I 000

Fichero

Bloq. 0

.........

Swap (SW1)

Bloq. 1Bloq. 2

.........


00000 I 000

00000 I 000

BFFFF000 Pila

00002 I SW100000 I 000................

BFFFF0004096


00000 I 000



Expansión de la región de pila

◙ Expansión automática: programa ↓SP y accede → fallo página◙ Extensión de tratamiento de fallo de página:

• Si dirección inválida (∉ región)○ Si dirección < SP –› Aborta proceso o le manda señal○ Si no –› Expansión de pila (redimensionar_región)

◙ Sutileza:• Al menos 1 página inválida entre pila y región más cercana


Resultado del fork

08192


t. de regiones

t. páginas

00000 I 000


.........

0

8192

16384

Memoria

Código

C0000000

8192

16384


......................... ........

20480 81928192


163844096


Fichero F

00000 I 000

Swap (SW1)

.........


BFFFF000 Pila

00002 I SW100000 I 000................

BFFFF0004096


00004 V R-X

00001 I SW1

P gina 0 de P1 P2á

BCP de P1



.........

0

8192

16384

Código

C0000000

8192

1638420480


BFFFF000 Pila


P gina 4 de P1 P2á

00004 V R--

08192


t. de regiones

t. páginas

00000 I 000

81928192


163844096


00000 I 000

.........

00002 I SW100000 I 000................

BFFFF0004096


00004 V R-X

00001 I SW1

BCP de P2

00004 V R--

Fichero.........

Fichero

Bloq. 0

.........

Bloq. 1Bloq. 2



Ficheros proyectados en memoria

◙ Generalización de memoria virtual• Entradas de TP referencian a un fichero de usuario

◙ Programa solicita proyección de fichero (o parte) en su mapa• Puede especificar protección y si privada o compartida

◙ Programa accede a posición de memoria asociada a fichero• Está accediendo al fichero

◙ Forma alternativa de acceso a ficheros frente a read/write• Menos llamadas al sistema• Se evitan copias intermedias en caché de sistema de ficheros• Se facilita programación: acceso a estructuras de datos


Proyección de un fichero

BCP

t. de regiones

t. páginas

00000 I 000

Mapa de memoria


.........

CódigoFichero

20480

.........

2048040000

RW- CompF Bl. inicial 0

Fichero F

00000 I 000

.........


Pila

00000 I 000................00000 I 000


MemoriaMarco 0Marco 1Marco 2Marco 3Marco 4

......................... .................00000 I 000................

............

............

............

............

............

............

............

............

............

............Fichero proyectado F

00004 V RW-

Bloque 0 de F


Servicios de gestión de memoria

◙ Gestor de memoria realiza funciones internas◙ Ofrece pocos servicios directos a aplicaciones◙ Proyección de ficheros:

• Proyectar/Desproyectar fichero◙ Montaje explícito de bibliotecas dinámicas

• Carga/Descarga de biblioteca• Acceso a símbolo de la biblioteca


void *mmap(void *dir, size_t lon, int pro, int ind, int desc, off_t desp);◙ Establece proyección entre espacio de dir. de proceso y fichero

• Devuelve dirección de memoria donde se ha proyectado fichero•dir dirección donde proyectar. Si NULL SO elige una•lon especifica el número de bytes a proyectar•pro tipo de acceso: PROT_READ PROT_WRITE PROT_EXEC•ind info. sobre proyección

○ Compartida (MAP_SHARED) o privada (MAP_PRIVATE)○ Anónima (MAP_ANON)○ Carga sólo en dirección especificada en dir (MAP_FIXED)

•desc representa el descriptor de fichero a proyectar•desp desplazamiento a partir del que se realiza la proyección

void munmap(void *direc, size_t lon);◙ Desproyecta desde la dirección direc hasta direc+lon

Servicios de proyección de UNIX


void *dlopen(const char *biblioteca, int indicadores);◙ Carga y montaje de una biblioteca dinámica

• Devuelve descriptor de biblioteca cargada•biblioteca indica la biblioteca a cargar•indicadores: opciones de carga. Sólo es obligatorio:

○ RTLD_LAZY,RTLD_NOW: resolución símb. perezosa o inmediatavoid *dlsym(void *descriptor, char *simbolo);◙ Permite acceder a símbolo exportado por biblioteca

• Devuelve dirección de memoria de ese símbolo•descriptor de la biblioteca

○ RTLD_NEXT busca en la siguiente biblioteca especificada•simbolo a buscar

int dlclose(void *descriptor);◙ Descarga biblioteca especificada por descriptor

Servicios de bibliotecas de UNIX


HANDLE CreateFileMapping (HANDLE fichero,LPSECURITY_ATTRIBUTES segur, DWORD prot, DWORD tam_max_alta, DWORD tam_max_baja, LPCTSTR nombre);

◙ Crea una proyección de un fichero• Devuelve identificador de la proyección•fichero fichero del que se crea una proyección•segur atributos de seguridad•prot el tipo de acceso (lectura, lectura/escritura o privada)

○ PAGE_READONLY PAGE_READWRITE PAGE_WRITECOPY•tam_max_alta y tam_max_baja

○ tamaño máximo de la proyección•nombre nombre de la proyección

Servicios de proyección de Windows (1/2)


LPVOID MapViewOfFile (HANDLE id_proy, DWORD acceso,DWORD desp_alta, DWORD desp_baja, DWORD tamaño);◙ Crea región asociada a una proyección•id_proy identificador de la proyección•acceso lectura, escritura o lectura/escritura

○ FILE_MAP_WRITE FILE_MAP_READFILE_MAP_ALL_ACCESS

•desp_alta y desp_baja○ desplazamiento dentro del fichero

•tamaño tamaño de zona proyectadaBOOL UnmapViewOfFile (LPVOID dir);◙ Desproyecta el fichero•dir dirección de comienzo de la región a desproyectar

Servicios de proyección de Windows (2/2)


HINSTANCE LoadLibrary(LPCTSTR biblioteca);◙ Carga y montaje de una biblioteca dinámica

• Devuelve descriptor de biblioteca cargada•biblioteca indica la biblioteca a cargar

FARPROC GetProcAddress(HMODULE desc, LPCSTR simbolo);◙ Permite acceder a símbolo exportado por biblioteca

• Devuelve dirección de memoria de ese símbolo•desc de la biblioteca•simbolo a buscar

BOOL FreeLibrary(HINSTANCE descriptor);◙ Descarga biblioteca especificada por descriptor

Servicios de bibliotecas de Windows

Capítulo 5 Gestión de memoria - UPM

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