Faculdade Pernambucana - FAPE

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Sistemas Operacionais Abertos

Gerenciamento de Memória
A memória é um recurso que precisa ser gerenciado com cuidado. Lei de Parkinson: “Os programas tendem a expandir até ocupar toda a memória disponível para armazená-los” A maioria dos computadores tem um hierarquia de memória, sendo função do SO coordenar como essas memórias são utilizadas. A parte do SO responsável pela gerencia dessa hierarquia é o gerenciador de memória. Algumas funções: Controla que partes da memória está em uso Aloca memória para processos Realiza o swap

Gerenciador Básico de Memória
Os sistemas de gerenciamento de memória podem ser divididos em duas classes: Aqueles que movem processos de um lado para outro entre a MP e o disco durante a execução Aqueles que não fazem a atividade anterior. Monoprogramação sem Troca ou Paginação O esquema mais simples de gerenciamento de memória é executar somente um programa por vez, compartilhando a memória entre esse programa e o SO.

Três maneiras simples de organizar memória com um sistema operacional e com um processo de usuário. Também existem outras possibilidades.

Quando o sistema está organizado dessa maneira, somente um processo por vez pode estar executando. Multiprogramação com Partições Fixas Para sistemas operacionais complexos é necessário compartilhamento de tempo. Uso otimizado da CPU Pseudoparalelismo A maneira mais fácil de alcançar a multiprogramação é simplesmente dividir a memória em n partições (possivelmente desiguais) ao iniciar o sistema.

Partições fixas de memória com filas separadas para cada partição. Partições fixas de memória com uma única fila de entrada

A desvantagem de classificar os jobs de entrada em filas separadas torna-se aparente quando a fila para uma partição grande está vazia, mas a fila para uma partição pequena está cheia. Uma organização alternativa é manter uma única fila. Sempre que uma partição torna-se livre, o job mais próximo do início da fila que se ajusta na partição vazia poderia ser carregado nela e executado. Para não discriminar jobs pequenos, uma saída é dispor de pelo menos uma partição pequena ou estabelecendo uma regra que um job não pode ser ignorado k vezes.

Sistemas com partições fixas definidas ao iniciar foi utilizado em mainframes IBM OS/360. Hoje em dia, poucos SOs suportam esse modelo, se é que algum suporta.

Realocação e Proteção A multiprogramação introduz dois problemas essenciais que devem ser resolvidos: realocação e proteção Problema da realocação: Endereços dentro do arquivo binário (produzido pelo linkeditor) precisam ser ajustados para serem acessados quando o programa for carregado nas partições (em virtude do deslocamento). Endereço 100 na partição 1 é acessado no endereço 100K Se fosse na terceira partição seria 400K + 100

Realocação e Proteção A realocação durante o carregamento não resolve o problema da proteção. Um programa malicioso sempre pode construir uma nova instrução e saltar para ela. Em sistemas multiusuários, é indesejável deixar um processo ler ou gravar memória pertencente a outros usuários. A solução que a IBM escolheu para proteger os 360 foi dividir a memória em blocos de 2KB e atribuir um código de proteção de 4 bits a cada bloco

Realocação e Proteção O hardware do 360 interrompia qualquer tentativa, por parte de um processo em execução, de acessar memória cujo código de proteção o impedia. Uma solução alternativa para ambos os problemas, realocação e proteção, é equipar a máquina com dois registradores especiais de hardware, chamados registrador de base e registrador de limite.

Realocação e Proteção Quando um processo é agendado, o registrador de base é carregado com o endereço do início de sua partição, e o registrador de limite é carregado com o comprimento de sua partição.Ex: Registrador de base = 100k CALL 100 transforma-se em CALL 100K + 100 O hardware protege os registradores de base e de limite para impedir que os programas de usuários os modifiquem. Desde os 286 um esquema melhor foi adotado

Troca Com um sistema de lotes, organizar a memória em partições fixas é simples e efetivo. Cada job é carregado em uma partição quando chega no começo da fila e permanece na memória até que termine. Às vezes, não há memória principal suficiente para armazenar todos os processos atualmente ativos, então os processos em excessos são mantidos no disco e trazidos de lá para execução dinamicamente.

Troca Duas abordagens dependendo do hardware disponível:
Troca – Permite trazer cada processo inteiro, executá-lo temporariamente e, então, devolvê-lo ao disco Memória virtual – Permite que os programas executem mesmo quando estão apenas parcialmente na memória.

Troca As alterações de alocação de memória enquanto os processos entram e saem da memória. As regiões sombreadas correspondem à memória não-utilizada

Troca A flexibilidade de usar partições variáveis introduzem uma maior complexidade na tarefa de alocar e desalocar memória. Quando a troca cria múltiplas lacunas na memória, é possível juntar todas elas em um grande espaço, movendo todos os processos para baixo o máximo possível (compactação de memória). Quanta memória deve ser alocada para um processo? Se possuir tamanho fixo, a memória é o tamanho indicado Senão, a técnica é mais apurada.

Troca Se existir uma lacuna adjacente ao processo, ela pode ser alocada e oferecida ao processo. Se não existir, o processo em crescimento terá de ser movido para uma lacuna maior ou um ou mais processos terão de ser enviados para o disco para criar essa lacuna. Por fim, se o processo não pode crescer na memória, e a área de troca no disco está cheia, o processo deverá esperar ou ser eliminado. Se é esperado que a maioria dos processos crescerá ao executar, provavelmente é uma boa idéia alocar uma pequena memória extra sempre que se fizer a troca ou mover-se um processo

Troca Alocando espaço para um segmento de dados crescente.
Alocando espaço para uma pílha e para um segmento de dados crescente

Troca Gerenciamento de Memória com Mapas de bits.
Quando a memória é atribuída dinamicamente,o sistema operacional deve gerenciá-la. Duas maneiras de monitorar o uso de memória: Mapas de bits e listas livres Mapa de bits A memória é dividida em unidades de alocação, talvez tão pequenas quanto algumas palavras e talvez tão grandes quanto vários kilobytes. Correspondendo a cada unidade de alocação há um bit no mapa de bits,que é 0 se a unidade está livre, e 1 se estiver ocupada (ou vice-versa)

Uma parte da memória com cinco processos e três lacunas. Os traços menores mostram as unidades de alocação de memória. As regiões sombreadas (0 no mapa de bits) estão livres. (b) O mapa de bits correspondente. (c) As mesmas informações como uma lista.

O tamanho da unidade de alocação é uma importante questão de projeto. Quanto menor a unidade de alocação maior o mapa de bits (e vice-versa). Uma memória de 32n bits utilizará n bits de mapa usando uma unidade de alocação de 4 bytes. A pesquisa no mapa de bits por uma lacuna de k bits 0 consecutivos para acomodar um processo é uma atividade lenta.

Troca Gerenciamento de Memória com Listas Encadeadas
Consiste numa lista encadeada dos segmentos de memória alocados e livres, onde um segmento é um processo ou uma lacuna entre dois processos. Um processo que termina normalmente tem dois vizinhos (exceto quando está na parte superior da memória) A eliminação de um processo leva a quatro combinações:

Quatro Combinações de Vizinho para o Processo Terminante X.

Quando os processos e as lacunas são mantidos em uma lista classificada por endereço, vários algoritmos podem ser utilizados para alocar memória para um processo recentemente criado ou trocado para a memória. Algoritmo do primeiro ajuste: Varre a lista de segmentos até encontrar uma memória que seja suficientemente grande. Ao achar, a lacuna é dividida em um espaço para o processo e em um outra para a memória não-utilizada.

Algoritmo do próximo ajuste: Semelhante ao primeiro ajuste com exceção de que ele monitora a posição em que ele está sempre que encontra uma lacuna adequada. Na próxima vez em que é chamado a pesquisa não começará do início da lista e sim a partir do lugar que ele deixou da última vez. Desempenho ligeiramente inferior ao do algoritmo do primeiro ajuste

Algoritmo do melhor ajuste: Pesquisa na lista inteira e pega a melhor lacuna que seja adequada. Mais lento que o primeiro ajuste. Algoritmo do pior ajuste: Sempre pegar a maior lacuna disponível de modo que a lacuna resultante seja suficientemente grande para ser útil.

Todos os 4 algoritmos podem ser acelerados mantendo-se listas separadas para processos e para lacunas. Listas de lacunas podem ser classificadas por tamanho tornando o algoritmo do melhor ajuste mais rápido. As próprias lacunas podem ser utilizadas para guardar informações armazenadas na lista de lacunas (economia de memória) Outro algoritmo de alocação: ajuste rápido

Troca Gerenciamento de Memória com Listas Encadeadas Ajuste rápido
Mantém listas separadas para alguns dos tamanhos exigidos mais comuns. Tabela com n entradas em que a primeira é um ponteiro para a cabeça de um lista de lacunas de 4K, a segunda para lista de 8K, a terceira para lista de 12 K,etc. Problema da fragmentação e custo associado para desfragmentar.

Memória Virtual As memória dos primeiros computadores eram pequenas e caras. O PDP-1 tinha uma memória de 4096 palavras, de 18 bits cada uma. Memória usada para abrigar tanto o SO quanto os programas de usuários. Muitas vezes, o programador era obrigado a usar algoritmos mais lentos porque o melhor algoritmo não cabia na memória

Memória Virtual A solução tradicional para a questão da falta de espaço de memória foi utilizar o conceito de memória secundária. O programa era dividido em partes, chamadas overlays, que cabiam na memória disponível. Cada overlay era carregado do disco para a memória, segundo a seqüência do programa, e executado. O programador era responsável por gerenciar todo o processo de overlays sem qualquer ajuda do computador.

Memória Virtual Algumas tarefas do programador:
Dividir o programa em overlays. Decidir onde cada overlay devia ser armazenado na memória secundária. Programar o transporte do overlay da memória secundária para a memória principal e vice-versa. Fica claro que a gerência do overlay era muito trabalhosa.

Memória Virtual Em 1961 foi criado um método para processar overlay automaticamente, sem que o programador nem precisasse saber da sua existência. Esse método é conhecido como Memória Virtual. A definição de overlays evoluiu para o conceito de memória virtual. No início da década de 70, a memória virtual estava disponível na grande maioria dos computadores.

Memória Virtual Atualmente existem sistemas sofisticados de memória virtual. Implementações: Paginação Segmentação Segmentação com paginação.

Memória Virtual - Paginação
Paginação é uma técnica utilizada por muitos sistemas de memória virtual. Endereços gerados por programas são chamados endereços virtuais e formam o espaço de endereço (endereçamento) virtual. Em computadores sem memória virtual o endereço virtual é colocado diretamente no barramento de memória e corresponde diretamente a um endereço real ou físico Com memória virtual, os endereços virtuais não vão diretamente para o barramento de memória, e sim para a Unidade de Gerenciamento de Memória (Memory Management Unit – MMU).

A MMU é um hardware que mapeia os endereços virtuais em endereços físicos de memória. A posição e a função da MMU

A relação entre endereços virtuais e endereços físicos de memória é dada pela tabela de páginas.

Na paginação, o espaço de endereço virtual é dividido em unidades chamadas páginas. Já a memória principal (física) é dividida em molduras de páginas. As páginas e as molduras de página têm sempre o mesmo tamanho. Com 64K de espaço de endereçamento virtual (16 bits) e 32K de memória física, temos 16 páginas virtuais e 8 molduras de página considerando uma página de 4K. As transferências entre memória e disco são sempre em unidades de uma página.

Na figura anterior, ao utilizar a instrução MOVE REG, 0, ocorre o seguinte: O endereço virtual 0 é enviado para a MMU. A MMU vê que esse endereço virtual cai na página 0 (0 a 4095), que de acordo com seu mapeamento é a moldura de página 2 (8192 a 12287) Assim, transforma o endereço para 8192 e coloca o endereço 8192 no barramento. O que acontece se o programa tentar utilizar uma página não-mapeada: MOVE REG, 32780

O endereço corresponde ao byte 12 dentro da página virtual 8 (iniciando em 32768). A MMU nota que a página não está mapeada e gera uma interrupção, passado a CPU para o SO Tal interrupção é chamada falta/falha de página O SO seleciona uma moldura de página pouco utilizada e grava o seu conteúdo de volta no disco. Então, ele busca a página que acabou de ser referenciada e carrega-a na moldura de página que acabou de ser liberada Por fim, altera o mapa e reinicia a instrução interrompida.

Funcionamento da MMU convertendo o endereço virtual 8192 em 24580 A Operação interna da MMU com 16 páginas de 4K

Tabelas de Páginas Para realizar o mapeamento entre a pagina e sua respectiva moldura é utilizada uma tabela chamada tabela de páginas. Ela armazena o número da moldura de página correspondente a página virtual. Apresenta um bit que indica se a página está ou não na memória (bit presente/ausente) Se o bit presente/ausente for 0 uma interrupção é gerada, passando a CPU para o SO. Senão, o MMU gera o endereço físico.

Tabela de Página. O endereço virtual é dividido em um número de página virtual e um deslocamento O número de página virtual funciona como um índice na tabela de página para achar a moldura de página se houver. O propósito da tabela de páginas é mapear páginas virtuais em molduras de página. Duas questões importantes devem ser encaradas: A tabela de páginas pode ser extremamente grande O mapeamento deve ser rápido.

Tabela de Página. Tabela grande Com endereços de 32 bits teremos teremos 4G de endereços Com páginas de 4k teremos 1 milhão de páginas resultando em 1 milhão de entradas na tabela de páginas. Rapidez no mapeamento Cada referência à memória deve ser feito o mapeamento virtual para físico Cada instrução pode ser necessário 2 ou mais referências à memória.

Tabela de Página. Para otimizar o desempenho, o projeto mais simples é ter uma única tabela de páginas consistindo em uma matriz de rápidos registradores de hardware. O problema é o custo No outro extremo a tabela de páginas pode estar inteiramente na memória principal.

Memória Virtual Paginação
Tabela de páginas para o topo dos 4M de memória Tabela de Páginas Multinível Tabelas de páginas multinível evita o problema de ter páginas muito grandes na memória. Um endereço de 32 bits com dois campos de tabela de páginas. Tabelas de páginas de dois níveis

O segredo para tabela de páginas multinível é evitar manter todas as tabelas de página na memória todo o tempo. Mais níveis podem ser explorados mas a complexidade aumentaria O arranjo exato de uma entrada é altamente dependente de máquina, mas os tipos de informações presentes são grosseiramente os mesmos de máquina para máquina. 32 bits é um tamanho comum

Uma entrada típica de tabela de páginas

TLBs – Translation Lookaside Buffers Na maioria dos esquemas de paginação as tabelas de páginas são mantidas na memória em virtude de seu tamanho A solução é baseada na observação de que a maioria dos programas tende a fazer um grande número de referências a um pequeno número de páginas, e não o contrário A solução foi equipar computadores com pequeno dispositivo de hardware para mapear endereços virtuais em endereços físicos sem passar pela tabela de página. Essse dispositivo é chamado de TLB ou memória associativa.

TLBs – Translation Lookaside Buffers Um TLB para acelerar a paginação

TLBs – Translation Lookaside Buffers Funcionamento: Quando um endereço virtual é apresentado para a MMU para tradução, o hardware primeiro verifica se seu número de página virtual está presente no TLB, comparando com todas as entradas simultaneamente (em paralelo) Se uma coincidência válida for localizada, e o acesso não violar os bits de proteção, a moldura de página será tomada diretamente do TLB, sem passar pela tabela de páginas. Pode ocorrer falha de proteção na leitura.

TLBs – Translation Lookaside Buffers Se o número da página virtual não estiver no TLB, a MMU detecta a falta e faz uma pesquisa rotineira na tabela de páginas. Em seguida, a MMU expulsa uma das entradas na TLB e a substitue pela página recém pesquisada. Gerenciamento por Software do TLB No passado o gerenciamento de TLB é feito por hardware (MMU). Entretanto, algumas páginas modernas fazem todo o gerenciamento de páginas por software

Nessas máquinas as entradas de TLB são explicitamente carregadas pelo SO. Quando uma falta de TLB ocorre, em vez de a MMU simplesmente ir para a tabela de páginas localizar e buscar a referência de página necessária, ela apenas gera uma falha de TLB e joga o problema para o SO.

Tabelas de Páginas Invertidas. Com 32 bits de endereçamento com 4k por tamanho de página teremos 1 milhão de entradas na tabela de páginas. A tabela de página deve ter no mínimo 4MB Com 64 bits com 4k por tamanho de página, é necessário 1015 bytes para a tabela de página (valor inaceitável para armazenar) Solução: tabela de página invertida. O número de entradas na tabela é o número de molduras e não o número de páginas. Com 64 bits de endereço e 4K por página é preciso só de 8192 entradas. Cada entrada monitora qual (processo, página virtual) está localizado na moldura de página.

Problema da abordagem: a tradução virtual para físico torna-se muito mais difícil. A solução é utilizar o TLB Em uma falta de página a tabela invertida precisa ser pesquisada. As tabelas de páginas invertidas são atualmente utilizadas em algumas estações de trabalho IBM e HP e vão se tornar mais comuns à medida que as máquinas de 64 bits difundirem-se

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