Presentaci

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S.O Administración de Memoria IV

• Eridan Otto

2
Adm. Memoria IV

• Memoria Virtual
• Introducción
• Paginación por demanda
• Análisis de desempeño
• Reemplazo de páginas
• Algoritmos de Reemplazo de páginas
• Asignación de Frames
• Trashing

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Adm. Memoria IV

• Memoria Virtual Introducción

• Def MV. Es una técnica que habilita a procesos,
  que, por tener un tamaño mayor al de
• la memoria física disponible no pueden
  instalarse completamente en la misma.
• Ventaja principal Libera a los programadores de
  manejar restricciones, en cuanto a almacenamiento
  de sus programas en memoria principal.
• Justificación de la técnica en los programas
  reales grandes, se ha estudiado que, pueden
• ejecutarce en forma adecuada (Bien
  modularizados, o construidos con un enfoque OO),
• sin nececidad de que todos los datos, módulos,
  etc. Estén en memoria física.Ejemplo
• - rutinas de manejo de errores y mensajes
• - Estructuras de
  datos para obtener estadísticas periódicas, más
  grandes que
• lo que
  realmente se ocupa.
• Incluso, muchas veces, por errores de diseño,
  quedan estructuras de datos que no se usan, o
• Aún cuando se ocupe el programa completo, no se
  necesita tener todo al mismo tiempo.
• Mensajes obsoletos.
• Otras ventajas
• Disminuye el swapping
• Aumenta el grado de multiprogramación
• Independiza al programador de restricciones
  físicas

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Adm. Memoria IV
Memoria Virtual Introducción
Mem. secundaria
Mapa de memoria
Página 0
Memoria Física
Página 1
Página 2
. . . .
Página n
Mem. Virtual
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Adm. Memoria IV
Memoria Virtual Paginación por demanda

• Def MV-Paginacion por demanda. Es una técnica
  similar a la paginación con swapping del cap.
  III.
• Los procesos residen en DISCO
• Cuando se ejecuta un Pi, se carga en memoria.
• En vez de cargar todo el Pi , se cargan sólo las
  páginas que se necesitan.
• Ventajas se ahorra memoria y se disminuye el
  tiempo de swapping
• Requ. De HW Se requiere de alguna estructura
  física que indique, cuáles páginas están en
  memoria y cuales en disco
• Implementación Usar TP, bit válido/ inválido
• Funcionamiento
• Cuando se marca una página como inválida, no
  tiene efecto alguno, si el Pi nunca hace
  referencia a esa página.
• Cuando el Pi referencia a esa página, que no está
  en memoria, se produce la interrupciónFALLO DE
  PÁGINA.
• QUÉ PASA EN ESTE CASO?

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Adm. Memoria IV
Memoria Virtual Diagrama swapping
Mem. secundaria
Memoria Principal
Pag x sale
Pag y sale
Pag z sale
Swap out
Swap in
Pag j entra
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Adm. Memoria IV
Memoria Virtual Diagrama TP
Visión lógica
TP
Mem. secundaria
4
V
A
0
0
B
1
C
I
1
2
D
3
6
V
2
E
4
F
5

I
3
G
6
A
H
7
I
4
B
D
9
V
5
E
F
C

I
6
I
7
Memoria Principal
8
Adm. Memoria IV
Memoria Virtual Diagrama acciones falla página
s.o
2
TP
Mem. secundaria
3
I
1
5
Ld R
6
4
R
Memoria Principal
9
Adm. Memoria III
Memoria Virtual Paginación por demanda

• Dada la figura anteriór, se explicarán los
  eventos
• Referencia se busca en una tabla interna para
  determinar si es una referencia válida. Si es
  invalida, el proceso es TERMINADO.
• Trap
• La página esta en backing store. Se busca en este
  almacenamiento secundario un frame libre en una
  Estructura de datos de Frames libres.
• Comienza a leerse el disco, instalando la nueva
  página (de memoria secundaria) en el frame
  asignado.
• Cuando la lectura esta lista, se modifica la TP,
  indicando que ahora este trozo o página esta
  realmente en memoria principal.
• Se ejecuta nuevamente la instrucción que fue
  interrumpida.
• El Pi accesa a la página (dir lógica) que está en
  memoria física.

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Adm. Memoria IV
Memoria Virtual Paginación por demanda version 2

• Memoria virtual parte sin páginas y entra el P0
• Ocurre inmediatamente un FALLO DE PAGINA, esto no
  causa una falla del programa, sino que, esta
  primera página, se cargará en memoria.
• Cada fallo, producirá la carga de una nueva
  página
• Si un programa produce fallas por instrucciones
  equivocadas (NO FALLAS DE PAGINAS), produce una
  baja en el desempeño del sistema.
• def localidad de referencias, es una
  característica de la mayoría de los programas,
  que hace que no se produzca la anomalía anterior.

• Soporte de HW
• Idéntico al esquema de paginación con
  particiones variables
• TP
• Area de swapping o Backing store

• Soporte de SW
• Se requieren algoritmos complejos y rápidos.
• Intercambio cada vez que ocurre un FALLO DE
  PAGINA, el algoritmo debe deshacer la instrucción
  /intercambio/ volver a ejecutarla.

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Adm. Memoria IV
Memoria Virtual Paginación por demanda análisis

• TAM tiempo de acceso a la memoria 10..200nseg.
• P probabilidad de la ocurrencia de un FALLO DE
  PAGINA 0..1.
• Fórmulapara el cálculo de tiempo efectivo Te
• Te (1-p)TAM pTFP
• TFP (tiempo de fallo de página) acciones que
  involucra
• Trap al S.O.
• Almacenar, status del Pi en la estructura PCB,
  más contenido de los registros.
• Determinar el tipo de interrupción
• Verificación de correctitud en cuanto a
  referencia de página y búsqueda de la misma en
  disco.
• Iniciar lectura del disco, traspasando el
  contenido de la página al frame libre de la
  memoria principal.
• El itinerador debe aprovechar este tiempo
  utilizado en I/o para ejecutar otro proceso
  (context switch)
• Para retomar el proceso que ha paginado, el disco
  envia el interrupción de fin de lectura i/o
• Almacenar el Pj que estaba en estado running y
  validar la interrupción 7.
• Corregir todas las estructuras de soporte
  (ejTP), el itinerador debe retomar Pi
• Restaurar PCB completa de Pi, retomando la
  instrucción donde se produjo el FP.

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Adm. Memoria IV
Memoria Virtual Paginación por demanda análisis

• Caso práctico, se usan tres variables principales
  para determinar el TFP
• SI tiempo servicio de la interrupción
• Lpag tiempo lectura de la página de disco a
  memoria
• Reinstal restauración del proceso
• Ejemplo SI Reinstal 1..100x10-6segLpag
  (latencia de HD 16 mseg seek 30 mseg
  transferencia 2)
• TFP (16302)10-3seg
  20010-6seg48.000.000 ns 200.000ns48.200.000
  ns
• TAM200nseg
• Te (1-p)TAM pTFP
• TAM (TFP-TAM)p 200 48.199.800p
• Te es altamente dependiente de los dispositivos
  de I/O y de p. Mientras p sea más pequeño,
  endonces la performance será mejor.
• Es razonable un plt aprox 4x10-6

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Adm. Memoria IV
Memoria Virtual Reemplazo de páginas
Espacio lógico usuario1
3
V
H
0
4
V
1
PC
ld M
5
V
J
2
I
0
S.O.
M
3
S.O.
1
2
D
Espacio lógico usuario2
B
3
H
6
V
0
A
4
ld M
I
1
B
5
J
2
V
2
D
M
6
A
V
7
E
7
E
3
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Adm. Memoria IV
Memoria Virtual Reemplazo de páginas

• En el esquema de Paginacion por demanda, cada
  página generará al menos un FP, la primera vez
  que se utiliza.
• Ej
• Pi, 10 páginas, pero ocupa 5, ahorra tiempo en
  transferencia y permite aumentar el grado de
  multiprogramación. Si se dispusiera (mem.
  Física) de 40 frames, se podrían correr 8
  procesos. (manteniendo todos un 50 de necesidad
  de páginas V)
• Si un Pi repentinamente requiere de todas o casi
  todas sus páginas en frames, entonces se requiere
  un nuevo algoritmo de reemplazo de páginas
• Buscar la localización de la página en el disco
• Encontrar un frame libre
• Si hay entonces se debe usar
• SINO
• Mediante un ALGORITMO DE REEMPLAZO, encontrar un
  frame de otro proceso a ser removido (frame
  víctima)
• Escribir Frame Víctima en disco
• Leer de disco la página requerida y traspasar
  data al frame libre
• Actualizar tablasTP y Frames
• Retomar el proceso desde el punto de vista del
  programador

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Adm. Memoria IV
Memoria Virtual Reemplazo de páginas
Memoria Principal
TP
Cambo a invalido
Swap out victima
victima
f
2
O
I
vic
1
V
F
Swap in pagina
Cambo a valido
3
4
Px
Cambo a valido
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Adm. Memoria IV
Memoria Virtual Reemplazo de páginas, análisis

• En el caso en que no exista ningun frame libre
  esto implica, dos transferencias de páginas
• Sacar de la memoria hacia el disco
• Cargar a la memoria desde el disco
• El problema anterior disminuye la performance,
  una mejora, consiste en agregar un bit.
• Bit de modificación 1 si la página se ha escrito
  en disco, 0 en caso contrario
• Cuando se selecciona una PV, el sistema verifica
  el bit de modificación
• Si está en 0 se escribe sobre el frame sin cargar
  la PV en el disco.
• Este esquema se puede aplicar a páginas read ONLY

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Adm. Memoria IV

• Algoritmos de Reemplazo de páginas

• Se revisarán algunos algoritmos
• Criterios de selección, ejemplo, el que presente
  menor probabilidad de falla de página
• Para poder simular el comportamiento de un
  algoritmo, y posteriormente evaluar su desempeño,
  éste se ejecuta con un string de referencias a
  páginas.
• Ej. Dada la siguiente secuencia de direcciones
• 0100, 0412,0103,0632, 0102, 0104,
  0101,0612,
• 0102,0103,0104,0101,0610,0104,0101,0610,01
  02,0105
• Si el tamaño de la página es de 100Bytes, el
  string de referencia es
• 1,4,1,6,1,6,1,6,1,6,1
• Mientras más grande es la memoria, existirá una
  mayor cantidad de frames libres y se reducirá el
  número de fallos de página.

Nº fallos página
Nº frames
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Adm. Memoria IV

• Algoritmos de Reemplazo de páginas

• Lista
• FIFO
• Optimo
• LRU
• LRU con aproximación
• FIFO
• Es el algoritmo más simple
• Cada página es asociada con el tiempo en que
  ingresó a memoria
• Cuando ocurre un fallo de página, la víctima es
  la mas antigua, en otras palabras, la primera en
  entrar.
• Este algoritmo se puede optimizar, pues no es
  necesario almacenar el tiempo, basta
• Reemplazar esto por una estructura de datos de
  cola FIFO, para registrar las páginas en memoria
• Se reemplaza la página que está en la cabeza de
  la cola
• Ingresa la página en el final de la cola.

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Adm. Memoria IV

• Algoritmos de Reemplazo de páginasFIFO,ejemplo

Memoria esta particionada en 3 frames
String de referencia 7 0 1 2 0 3 0 4 2 3 0 3 2 1
2 0 1 7 0 1
7
7
7
2
2
2
4
4
4
0
0
0
7
7
7
0
0
3
3
2
2
2
1
1
1
0
0
0
3
1
0
3
3
3
2
2
2
1
1
1
0
0
t
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Adm. Memoria IV

• Algoritmos de Reemplazo de páginasObservaciones

• Es el algoritmo mas simple, tiene las siguientes
  ventajas
• Sencillo de entender
• Sencillo de programar
• Sin embargo, puede presentar algunos problemas
  como
• Un módulo instalado al comienzo del programa
  puede ser muy utilizado,
• sin embargo, se saca, pues el algoritmo no
  considera este factor.
• Se puede llevar un módulo del programa que se
  usará muy poco en un momento
• Inadecuado del tiempo.
• La principal anomalía es la llamada de Belady,
  que ocurre, cuando el Nro de fallos
• de página puede aumentar, si se aumenta el Nº de
  marcos de la memoria.
• Probar SR 1,2,3,4,1,2,5,1,2,3,4,5 con 3 frames
  se comporta mejor que con 4 y
• se mantiene estable (Nº fallos) aunque se
  aumenten los frames.

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Adm. Memoria IV

• Algoritmos Optimo

• Debido al fenómeno de Belady, se hace necesario
  desarrollar algoritmo que minimice
• El nº de fallos de páginas y que no presente esta
  anomalía.
• Def ALG. Optimo
• Reemplazar la página que no será usada por el
  mayor período de tiempo.
• Si se lograra este algoritmo, se produciría un
  mínimo de fallos de página
• Sin embargo, el óptimo absoluto es una utopía,
  pues se requiere saber de
• ANTEMANO, el string de referencia. oráculo?
• Por otro lado es ótil para comparar el desempeño
  de los demás algoritmos frente al
• óptimo.
• Ej 3 frames, SR

7 0 1 2 0 3 0 4 2 3 0 3 2 1 2 0 1 7 0 1
7
7
7
2
2
2
2
2
7
0
0
0
0
0
4
0
0
1
3
1
3
3
1
1
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Adm. Memoria IV

• Algoritmos LRU

• El algoritmo óptimo no es realizable.
• Es posible implementar una aproximacón del
  algoritmo al óptimo.
• La idea es usar el pasado reciente como una
  aproximación del futuro cercano
• Comportamiento futuro del proceso en cuanto a su
  uso de memoria. (fururo próximo)
• Def ALG. LRU
• Reemplazar la página que no haya sido usada
  por el mayor período
• de tiempo.
• Least Recently Used Aproximation Algorithm.
• Ideaasociar a cada página el tiempo que fue
  usada por última vez. La página
• víctima se obtiene de las páginas que tienen un
  mayor tiempo SIN USO.
• Ej 3 frames, SR

7 0 1 2 0 3 0 4 2 3 0 3 2 1 2 0 1 7 0 1
7
7
7
2
2
4
4
0
4
1
1
1
0
0
3
3
0
0
0
0
0
3
0
1
3
1
3
2
2
2
2
2
7
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Adm. Memoria IV

• Algoritmos LRU,implementación

• Es un algoritmo razonable, pero requiere apoyo
  de HW el problema más relevante
• es encontrar un orden para los frames basados en
  el tiempo de último uso.
• Se han desarrollado dos formas básicas
• Contadores
• Stack
• CONTADORES
• Se asocia a cada entrada de la tabla un dato que
  debe registrar el tiempo de uso,
• además se agrega a la CPU un contador. Este
  contador se incrementa en cada
• Referencia a memoria.
• Cuando se requiere una página, este contador se
  copia en el campo tiempo de uso
• de la tabla TP.
• Se requiere desarrollar un proceso de búsqueda
  sobre la tabla TP.
• (Revisar los tiempos).
• - Se debe considerar el manejo de un posible
  overflow del contador.

24
Adm. Memoria IV

• Algoritmos LRU,implementación

• STACK
• Se mantiene una estructura de datos de tipo stack
  con los números de página.
• Cada vez que una página es requerida o
  referenciada, se mueve del stack y se
• Pasa al tope.
• Con estemecanismo, se mantiene en el tope del
  stack, la página más recientemente
• usada y en la cola del stack indica la página
  LRU.
• Ej SR 5 8 1 8 2 1 2 3 2 3 8 2 3 1 2

b
3
a
8
2
3
1
2
8
1
5
5
STACK, antes de a
STACK, después de b
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Adm. Memoria IV

• Algoritmos LRU,implementación aproximada

• Pocos sistemas computacionales implementan, LRU
  con el HW suficiente
• Muchos no tienen simplemente soporte de HW
• La implementación por software es costosa en
  tiempo, overhead.
• Objetivo de los algoritmos de aproximación es
• Usar estrategias de reemplazo que hagan
  decisiones razonables , y que
• Tengan un bajo overhead en su realización.
• Algoritmos de aproximación
• NUR (Not used recently)
• LFU (Least frecuently used)
• Segunda oportunidad (Second Chance)

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Adm. Memoria IV

• Algoritmo NUR,

• Principio
• Las paginas que no se han usado recientemente, es
  poco probable que se usen
• proximamente
• Implementación
• Una alternativa , poco costosa es agregar a la TP
  un bit de referencia y un bit de
• modificación.
• Se inicializan ambos bits en 0
• El bit de referencia es puesto en 1 cada vez que
  la página es referenciada el
• de modificación , cáda vez que es
  modificada.
• Los bits se refrescan periódicamente
• El criterio para elegir la página víctima se basa
  en un esquema de prioridad
• Prioridad referencia modificación
  observación
• 1 0
  0 no referenciado
  recientemente ni modificado
• 2 0
  1
• 3 1
  0 referenciado
  recientemente pero no modificado
• 4 1
  1

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Adm. Memoria IV

• Algoritmo LFU,

• Principio
• Las paginas que se referencian menos, tienen
  menos probabilidad que se
• referencien en un futuro cercano.
• Implementación
• Una alternativa , es usar un contador de
  referencias para cada página
• Se reemplaza página con menor número de
  referencias
• En caso de existir empate, se elige cualquiera de
  ellas (orden parcial).
• Problema
• Se puede reemplazar página recién traída a
  memoria

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Adm. Memoria IV

• Algoritmo Segunda Oportunidad,

• Usar un bit de referencia para cada marco de
  página
• El conjunto de marcos o frames debe considerarce
  como una lista circular
• Ante un fallo de página se recorre la lista en el
  sentido del reloj, buscando la primera
• página que no ha sido referenciada, tiene
  su bit 0 y la reemplaza.
• Si al verificar un bit de referencia , éste está
  en 1, entonces, dar una segunda
• oportunidad, seteando el bit en 0,
  continuando la búsqueda en sentido de reloj
• Si la página no vuelve a ser referenciada en una
  vuelta, será reemplazada.

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Adm. Memoria IV
Asignación de frames

• Criterios de asignación
• Distribución equitativa de frames libres a cada
  proceso
• Reconocer que los procesos requieren diferentes
  cantidades, lo que deriva en
• Procesos má grandes reciben más o
• Procesos más prioritarios reciben más
• Un factor importante es cómo hacer el reemplazo
• Sobre los marcos asignados al procesolocal
• Sobre cualquier marcoglobal
• El reemplazo global puede adueñarse de marcos de
  otros procesos(útil en el esquema de prioridad),
  perjudicando el desempeño de otros.
• El reemplazo local mantiene constante el número
  de frames del proceso, pero limita a otros
  procesos, de usar frames con páginas poco usadas.
• En general, se prefiere el reemplazo global, es
  más fácil de implementar.

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Adm. Memoria IV
Trashing

• Si el número de frames asignados a un proceso es
  menor que un mínimo, se debe suspender la
  ejecución del proceso y hacer un swap out.
• Cuando un proceso no tiene en memoria las páginas
  suficientes , genera fallas de página en forma
  muy frecuente. El sacar una página en uso
  significa generar nuevas fallas de página.
• Escenario del trashing
• El S.O. Monitorea la utilización de la CPU.
• Si la utilización es baja, aumenta el grado de
  multiprogramación, introduciendo un nuevo proceso
  a memoria.
• Al entrar un nuevo proceso, comienza generando
  fallas de página. El servicio de fallas de página
  usa swapping
• Al esperar los procesos el servicio de
  paginació, la utilización de la CPU disminuye.
• El itinerador, al ver una disminución de
  actividad de la CPU, aumenta el grado de
  multiprogramación. Provocando un efecto de bola
  de nieve.

31
Adm. Memoria IV
Trashing

• Gráfica del efecto del trashing

32
Adm. Memoria IV
Trashing

• Prevención del trashing
• Se debe proporcionar a cada proceso tantos frames
  como sea necesario.
• Determinación de cuantos frames son necesarios
• Una técnica es la llamada working set (conjunto
  de trabajo)
• No habrá trashing si hay suficientes marcos para
  acomodar un working set.
• Se comienza observando cuantos frames esta usando
  el proceso.
• Con esto se define el modelo de localidad del
  proceso en ejecución
• Concepto de localidad, se refiere a que los
  procesos tienden a referenciar la memoria en
  patrones no uniformes y altamente localizados
• Localidad temporal si se refeencia una
  localización de memoria, es probable que esta
  última se referencie próximamente de
  nuevo.(ciclos repetitivos, uso frecuente de una
  misma subrutina,variables globales)
• Localidad espacial si se refeencia una
  localización de memoria, es probable que a
  continuación se referencie una localización
  contigua o vecina.(Ejecución sentencias
  secuenciales,recorrido de arreglos)

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Adm. Memoria IV
Trashing

• Prevención del trashing
• En la medida que el proceso se ejecuta va
  cambiando de localidad en localidad.
• Por ejemplo, cuando se llama a una subrutina
  grande, se define una nueva localidad
• La estrategia es asignar tantos frames como
  requiera la nueva localidad
• Otro método de prevención es el medir la
  fecuencia de fallas de página de un proceso
• Asignar más marcos si la frecuencia supera un
  límite fh
• Quitar marcos si la frecuencia de fallas es
  inferior a una cota fi
• Si la frecuencia aumenta y no hay marcos libres,
  suspender algún proceso
• Los frames libres se pueden distribuir entre los
  procesos con frecuencias más altas