Sistemas Operacionais

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1 Introdução Inst tituto de Info ormátic ca - UF FRGS Sistemas Operacionais i Paginação por demanda Alocação de memória Aula 14 Taxa de falta de páginas depende da quantidade de quadros alocados (memória) Três zonas de operação: Pouca alocação, alta taxa de falta de páginas (subdimensionamento) Média alocação, taxa de falta páginas aceitável Alta alocação, baixa taxa de falta de páginas (superdimensionamento) Não necessariamente um problema, se sobra memória para processos Não é trivial achar uma zona de conforto Varia de processo a processo Um mesmo processo tem padrões diferentes de comportamento durante a sua execução. Sistemas Operacionais 2 Problema da alocação de memória Quantidade mínima de quadros Questão: Quanto alocar de memória para um processo? Objetivo da alocação de memória é dimensionar adequadamente a memória necessária a um processo Superdimensionamento reduz o grau de multiprogramação Subdimensionamento leva a ultrapaginação (thrashing) Importante estimar a quantidade mínima de quadros Restrições à alocação Os processos não podem alocar mais quadros do que os disponíveis Os processos requerem uma quantidade d mínima de quadros para executar Para evitar/reduzir substituições e page-faults Fatores determinantes dessa quantidade mínima Quantidade de páginas usadas por uma instrução Quantidade mínima de quadros para suportar as várias faltas de página que uma instrução pode gerar Instrução que causa page-fault deve ser reexecutada Desempenho Reduzir a quantidade de quadros por processo, aumenta o número de faltas de página, o que torna o processo mais lento Sistemas Operacionais 3

2 Número de páginas por Instrução (Exemplos) Estratégia igualitária mov ax,bx 1 página: página de código mov ax,var 2 páginas: código e dados (onde está var) mov var,[bx] 3 páginas: código, var e [bx] e assim por diante O número de páginas dependerá dos modos de endereçamento Principalmente dos modos indiretos Divide-se os quadros disponíveis entre os processos q quadros na RAM para n processos n é o grau de multiprogramação Quantidade de quadros para o processo i: a i = q/n Pode-se usar o valor do resto da divisão como quadros pertencente a um conjunto de quadros livres (buffer) A alocação muda conforme o grau de multiprogramação n Se aumenta n, processos perdem quadros para prover memória para o novo processo. Se diminui n, processos podem ter sua quantidade de quadros aumentada Estratégia proporcionalp Exemplo de aplicação dos algoritmos (estratégia) Reconhece que processos têm requisitos diferentes de memória A alocação é feita proporcionalmente ao tamanho do processo S s i a i s i q S s i: memória virtual do processo i S: total de memória virtual requisitada pelos processos q: número de quadros disponíveis na RAM a i : número de quadros alocados para o processo i A alocação é reajustada de acordo com a variação do grau de multiprogramação Estratégia igualitária 93 quadros livres e cinco processos Cada processo ganha 18 quadros (93 div 5=18) e 3 quadros (93 mod 5) vão para o buffer de quadros livres Estratégia proporcional 62 quadros livres e dois processos (um de 10 páginas e outro de 127 páginas) Cálculo das páginas alocadas para cada processo Processo 1: (10/137)x62 = 4,525, então 4 páginas Processo 2: (127/137)x62 = 57,475, então 57 páginas 1 página para pool de quadros livres

3 Questões Substituição de páginas local e global Tamanho do processo é o melhor critério? Com alocação igualitária ou proporcional, processos de prioridades diferentes são tratados da mesma forma Deveria ser considerada a prioridade do processo? Alocação proporcional usando a prioridade do processo no cálculo Alocar mais memória para o de maior prioridade para que ele execute mais rapidamente Qual o critério mais adequado? Na realidade, o melhor é uma combinação de tamanho e prioridade Substituição de páginas em âmbito local ou global? Com múltiplos processos competindo por páginas é possível considerar duas políticas para os algoritmos de substituição Substituição global A página vítima é selecionada entre todos os quadros e processos existentes Permite um processo roubar quadros de outros processos Problema: desempenho dependerá do comportamento de todos processos Substituição local Processo seleciona a página vítima apenas entre os quadros Problema: pode haver páginas que não são frequentemente usadas em outros processos Sistemas Operacionais 10 Ultrapaginação (thrashing) Soluções para a ultrapaginação Situação de subdimensionamento onde um, ou mais, processos tem menos quadros alocados que o necessário Gera falta de páginas Tratamento de page-fault implica em page-in e page-out Algoritmo de substituição, trocas de contexto, bloqueio de processo, etc... Operação em disco é lenta Situação perversa CPU tende a ficar ociosa e então sistema operacional aceita criação de mais processos (consumirão mais memória, agravando a falta de memória) Nem sempre CPU ociosa é sinônimo i de thrashinghi Pode haver vários processos bloqueados em E/S uto de Info Institu Usar uma estratégia local para substituição de páginas Um processo não pode roubar quadros dos outros processos Isso limita it o thrashing, hi mas não resolve O processo afetado faz constantemente page-in e page-out ou sofre swap até haver uma quantidade suficiente de quadros Afeta todos os processos, pois o disco é o mesmo Outra abordagem: prevenir invés de remediar Questão fundamental: Quantos quadros um processo realmente necessita? Sistemas Operacionais 11

4 Prevenção da ultrapaginação (thrashing) Modelo de conjunto de trabalho (workingg set) ) Objetivo é fornecer os quadros necessários a um processo Tentar achar a zona de conforto Estratégia Examinar quantos quadros (páginas) um processo está usando Modelo de localidade: conjunto de páginas usadas ativamente juntas Duas situações: Aumentar a localidade: alocar mais quadros, Se necessário, suspender um processo e liberar os quadros que usava Diminuir a localidade: liberar quadros (páginas) não mais necessárias Dois algoritmos Modelo do conjunto de trabalho (working set) Frequência de falta de página Objetivo: definir quantas páginas um processo deve ter em memória para manter um bom desempenho Definição: Conjunto de páginas de um processo que foram referenciadas pelas últimas instruções (working set WS) é uma constante do sistema (projeto) WSS i é o working set size do processo P i, isso é, a cardinalidade do conjunto = 10 unidades WS={1 {1, 2, 5, 6, 7} t 1 WS={ 3,4} t 2 Sistemas Operacionais 13 Sistemas Operacionais 14 Princípio de funcionamento Regulando o grau de multiprogramação Alocador garante o conjunto de trabalho na memória OU o processo é suspenso Quantidade d de quadros alocados para P i tem apenas duas possibilidades: d Cardinalidade do WS Zero Estratégia tende a evitar o subdimensionamento, portanto previne thrashing. Por processo é mantido Alloc i : quantidade de quadros (q) alocado ao processo i Zero, se suspenso OU WSS, se está no escalonador de curto prazo WSS i : cardinalidade do WS do processo i Premissas básicas WSS i é a quantidade total de quadros necessários em um dado instante O objetivo é manter WSS i < q (q = quantidade d de quadros) Thrashing ocorre quando WSS i > q Funcionamento: Se WSS g (q - WSS i ), então autoriza a entrada do processo g no escalonador de curto prazo Se WSS i > q então deve-se baixar o grau de multiprogramação Suspende um ou mais processos para evitar essa situação Realização de swap (processo vítima inteiro i para o disco) Função do escalonador do médio prazo Sistemas Operacionais 15 Sistemas Operacionais 16

5 Exemplo de working set Problemas com working set 60 quadros Para P i : alloc i : WSS i ; se houver quadros disponíveis alloc i : 0; se não tem quadros disponíveis (remove os já alocados) WSS alloc WSS alloc WSS alloc WSS alloc P P P P swap-in swap-out Sistemas Operacionais 17 t 56 Estimar o valor de = valor pequeno: não abrange toda a localidade do processo Induz ao thrashinghi = valor grande: abrange várias localidades = : abrange todo o programa Reduz o grau de multiprogramação Custo da implementação em tempo de processamento Working set é recalculado a cada referência Para reduzir o custo emprega-se aproximações baseadas no bit de referência e em data de acesso (time stamp) ) Sistemas Operacionais 18 Definição e manutenção do working set Modelo de localidade e working set A cada referências ou t: se (bit_r == 1) então bit_r = 0; tempo_acesso = tempo_atual; senão t_off = tempo_atualt - tempo_acesso; se (t_off > t_max ) Remove página do WS; t 0 referências t 1 t 2 Efeitos colaterais Processos bloqueados tem bit r em zero e acabam por perder páginas no cálculo l do WS (momento da reavaliação) Tratamento de page-fault logo após reavaliação do WS acham bit r em zero Pode levar a substituição indevida de páginas Sistemas Operacionais 19 Pico Demanda por novas páginas O WS está sendo alterado Estabilidade O WS já está carregado na memória Sistemas Operacionais 20

6 Método de frequência de falta de páginas (PFF*) Método da frequência de falta de páginas Objetivo também é evitar thashing mantendo uma quantidade adequada de páginas em memória Em relação ao working set muda a forma de estimar o conjunto de páginas Método mais direto: fornece a quantidade, não controla as páginas em si Estratégia: Acionado sempre que houver uma falta de página Controla o tamanho do conjunto de alocação com base em um limite superior e inferior de taxa de falta de páginas Taxa alta: processo necessita de mais quadros Taxa baixa: processo pode liberar quadros Se não há páginas livres para alocar, então um, ou mais processos, devem ser suspensos Sistemas Operacionais *Page Fault Frequency - PFF 21 U L Min Máx Quantidade de quadros (working set) Se (FFP > U AND há quadros livres) aloca quadros (aumenta WS) Se (FFP < L) libera quadros (diminui WS) Se (FFP > U AND não há quadros livres suspende processo (libera todos quadros) Sistemas Operacionais 22 Estudo de caso: Linux Algoritmo do relógio modificado Baseado em duas listas encadeadas de páginas (ativas e inativas) As páginas mais recentemente usadas estão no inicio da lista das ativas e as menos recentemente usadas estão no final da lista das inativas Procura fazer que 2/3 do número total de páginas estejam na lista ativa Periodicamente transfere páginas não foram recentemente acessadas para a lista inativa Estratégia Executa o gerenciador de memória em pontos chaves do núcleo Algoritmo do relógio Substituição: busca a página menos recentemente acessada (lista inativa) Escopo global Ao acessar uma página analisa bit de referência Desligado: para página ativa ou inativa, ativa o bit de referência Ligado: para página inativa, passa a página para lista ativa e desliga o seu bit de referência Estratégia Páginas da lista ativa que não foram recentemente acessadas passam para a lista inativa Periodicamente ou quando a memória livre está abaixo de um nível Páginas no final da lista inativa são selecionadas para swap (pagging) sempre que a memória estiver abaixo de um determinado nível Sistemas Operacionais 23 Sistemas Operacionais 24

7 Estudo de caso: Windows Leituras complementares Emprega a noção de working set Define tamanhos mínimo e máximo de acordo com tamanho da RAM Em caso de page-fault Avalia quantidade de memória livre no sistema, o working set size (WSS) do processo, os valores mínimo e máximo do working set SE o WSS é menor que o valor máximo e existe memória livre, aloca novo quadro, SENÃO substitui uma página do processo (substituição local) Emprega algoritmo do relógio (2ª chance) Gerenciador de working set Ativado periodicamente para ajustar working set dos processos Se memória livre está abaixo de um valor de teto, busca páginas não acessadas nos processos que tem WSS maior que o mínimo A. Tanenbaum. Sistemas Operacionais Modernos (3 a edição), Pearson Brasil, Capítulo 3: seção A. Silberchatz, P. Galvin; Sistemas Operacionais. (7 a edição). Campus, Capítulo 9: seção 9.5 e 9.9 R. Oliveira, A. Carissimi, S. Toscani; Sistemas Operacionais. Editora Bookman 4 a edição, 2010 Capítulo 7 (seções 7.2 e 7.3) Sistemas Operacionais 25 Sistemas Operacionais 26