Capítulo 4 Gerenciamento de Memória

Transcrição

1 Capítulo 4 Gerenciamento de Memória 1

2 Roteiro: Introdução e Motivação para Memória Virtual (VM) Overlays: GM na Idade da Pedra Paginação por demanda (Demand Paging) Espaço de Endereçamento Virtual Área de Swap Políticas de Reposição de Páginas Aspectos de Implementação 2

3 Introdução Importante função de um S.O. é gerenciar o recurso memória principal principal (mem. física, RAM, core) Acesso à memória RAM é rápido, poucos ciclos de CPU (p.ex. DDR4-SDRAM leva 5 nanosegundos em uma CPU de 3.7 GHz = 18.5 ciclos) Memória principal um recurso relativamente caro e limitado (1GB p/ PC aprox. R$ 45) Tamanho dos programas aumentou muito (Chrome 200MB, Slack: 300 MB): melhor GUI, mais funções e menos otmizacões Um S.O. usa memória secundária (disco) para armazenar dados que não cabem na memória principal Acesso a essa memória secundária é ordens de grandeza mais lenta (1-15 milisegundos, ou 10 6 mais lento que acesso a RAM) 3

4 Introdução Papel do Subsistema Gerenciador de Memória (GM) é de mover dados entre a memória principal e a secundária de forma transparente Como se o sistema dispusesse de muito mais memória do que apenas o da RAM O GM interage com uma componente de hardware: Memory Management Unit (MMU) A MMU é responsável por trazer e colocar dados na memória principal 4

5 Duas MMUs Duas MMUs competem pelo acesso á memória principal. 5

6 Ausência de qualquer GM Mono-programação: Um único programa na memória principal, carregado com endereço inicial conhecido; Sem qualquer tradução de endereços; Os endereços são endereços físicos da memória RAM; Linking é muito mais simples, pois referências a outros módulos podem ser calculadas estaticamente Assim era nos primeiros computadores, PCs (anos 70) e atualmente em sistemas embarcados, de tempo real, micro-controladores. 6

7 Existem processadores sem MMU? Praticamente todos de 8 ou 16 bits PIC18 (8 bits Microchip) CC430 (16 bits RISC, Texas Instruments) XAP4 (16 bits, Cambridge Consultants) Vários de 32 bits: Cortex-M0 (32 bits ARM) Cortex-M3 (32 bits ARM) Usados em aplicações embarcadas em Medicina, Ambiente Industrial, Setor Automotivo, Eletrônicos, Equipamentos de Segurança. 7

8 Monoprogramação Principais Problemas: Tamanho de programas fica limitado ao tamanho da RAM Só é possível executar um único programa por vez. Se este faz E/S, a CPU têm que esperar e fica ociosa. Portanto, para computadores de propósito geral (incluindo smartphones e tablets), multi-programação é essencial! endereços 8

9 Requisitos de um GM 1. Executar programas que sejam maiores do que o tamanho da RAM 2. Permitir que mais de um programa execute ao mesmo tempo (concorrentemente) 3. Permitir que programas parcialmente carregados possam inciar a execução (isso reduz o tempo de startup) 4. Permitir programas re-alocáveis, que possam executar em qualquer parte da memória RAM e possam ser movidos de um lugar para outro 5. O código deve ser independente da máquina não deve haver correspondência entre os programas e a configuração da RAM 6. Tirar do programador a tarefa de alocar e desalocar recursos de memória (exceto, demandas específicas: malloc) 7. Permitir o compartilhamento de código e dados 9

10 Memória Virtual Todos esses requisitos são atendidos pela memória virtual. Dá a ilusão ao programa de que dispõe de muito mais memória do que a memória física disponível Introduz o conceito de Espaço de Endereçamento (Address Space), que difere do espaço ocupado na RAM O programa executando na CPU gera referências a uma memória virtual (Espaço de Endereçamento), e esses endereços são traduzidos para endereços físicos. Essa tradução é feita pela MMU - várias vezes para cada instrução de máquina GM e núcleo precisam interagir com a MMU para garantir que a tradução é feita corretamente. 10

11 Memória Virtual Tudo que é bom tem seu preço Tabelas de tradução (de end-virtual è end-físico) precisam ser mantidas pelo GM e o núcleo, o que também gasta memória O custo de tempo da tradução é somado ao tempo de acesso à memória, Especialmente, se a parte acessada não está na memória RAM, pois envolverá acesso ao disco! Atividades do GM consomem uns 10% do tempo de um sistema normal. Em casos extremos pode ser até 70-90% 11

12 Memória Virtual Fonte: Fabián Bustamante 12

13 GM na idade da pedra 13

14 Overlays Versões iniciais do UNIX executavam em um PDP-11 (16 bits, memória para os processos: 128 KB) Software overlay: reuso de partes de memória quando não são mais necessárias. Exemplo: código de incialização do sistema podeia ser sobre-escrito, ou tabelas em diferentes fases da compilação O programador tinha que decompor seu código em segmentos e indicar quais segmentos podiam sobre-escrever outros Isso toirna os programas não portáveis 14

15 Overlays Segmento root fica sempre residente na RAM. O tamanho da Overlay Region é o tamanho do maior overlay. Assim que é feita uma referência a um novo overlay este é copiado para a memória. Overlays 15

16 Overlays Exemplo Compilador 16

17 Swapping Processos eram carregados em espaços contíguos de RAM Apenas um pequeno número de processos cabia na memória principal para serem executados concorrentemente Sempre que um processo fosse suspenso ou fazia uma E/S de longa duração, era copiado para uma área de swap (uma partição do disco sem Sistema de Arquivos) Área de swap para cada processo era alocada no momento da criação do processo (para garantir que teria espaço) 17

18 Swapping: Exemplo Fig.: Sequência de alocação de memória usando swapping para 4 processos. Carregamento de processos de tamanhos diferentes e em diferentes regiões de memória pode causar: fragmentação de memória: acúmulo de pequenas regiões de memória não utilizada Realocação para de-fragmentacão de memória é processo custoso 18

19 Gerenciamento de espaços disponíveis Idéia: dividir a memória em unidades de alocação de n bytes (1 KB no Minix) e representar a ocupação de (livre/ocupado) de lotes de unidades usando um bit map ou então uma lista encadeada Fig: Ocupação da memória com 5 processos e 3 lacunas usando Bit Map e Lista encadeada Bit Map: armazenamento compacto e simples, mas busca por determinado tamanho de lote livre pode envolver análise de várias palavras (no bit map) Lista ligada : cada nó contém o endereço inicial e o tamanho de uma partição ocupada ou livre 19

20 Gerenciamento de Memória Virtual Introduzido pelo UNIX 3BSD em 1980 para um VAX de 32 bits (= espaço de endereçamento de 4GB). A partir daí, todas as versões do UNIX tiveram GM baseado em Demand Paging Ideia principal: Espaço de endereçamento dos procesos e memória RAM são logicamente divididos em páginas de mesmo tamanho (2 X ) Endereços virtuais (lógicos) do processo são decompostos pela MMU em um número de página (indice de página) e um offset Cada página só é carregada para um quado de página (page frame) da RAM quando ela é acessada Permite que processos executem mesmo se estão apenas parcialmente na RAM Quando não está na RAM, a página tem uma cópia na área de Swap 20

21 Politicas de Carregamento de páginas Paginação por demanda (Demand paging) Somente quando é feita uma referência para um endereço na página Pode acontecer várias vezes para uma instrução (p.ex. endereçamento indireto de 1 ou 2 operandos) Instrução é re-executada quando todas as páginas necessárias estão na RAM Pré-paginação: Carrega na RAM várias páginas consecutivas do espaço de endereçamento (em setores vizinhos na partição de swap) As páginas adicionais podem não ser necessárias (referenciadas no futuro próximo) 21

22 Memória Virtual Memória física com Quadro de páginas (page frames) Espaço de Endereçamento do Processo E suas páginas Partição de Paginação (ou swapping) Paginas 22

23 Paginação Por Demanda Page-fault 23

24 Page Fault Sempre quando o endereço acessado cai em uma página que não está na RAM: Etapas: 1. Trap para o núcleo do S.O. (salva o contexto) 2. Escolhe algum quadro de página para ser sobre-escrito 3. Possivelmente precisa copiar conteúdo do frame para partição de swap/paginação 4. Requisita uma leitura de disco para ler a página requisitada (E/S bastante demorado) -> aloca CPU para outro processo 5. Chega a interrpção do disco (E/S da paginação finalizada) 6. Atualiza a tabela de páginas do processo 7. Coloca o processo na fila de prontos 8. Eventualmente aloca CPU para o proceso (carrega o contexto da CPU) 24

25 Controle de acesso Paginação pode ser estendida para incorporar controle de acesso para cada página: além do número do quadro, cada entrada da TP contém bits para o tipo de acesso permitido: Por exemplo R: somente-leitura W: leitura-e-escrita X: somente-execução se tipo do acesso viola o permitido, a MMU gera a interrupção violação de acesso de memória a validade de uma operação sob um endereço lógico pode ser testada em paralelo com a tradução para o endereço físico correspondente. 25

26 Entrada da Tabela de Páginas Resumo dos campos/flags: Caching: se faz sentido guardar essa entrada da TP no cache Referenced: se houve acesso a algum endereço da página nos últimos t Modified: se houve acesso de escrita a algum endereço da página nos últimos t Protection: Controle de acesso Present: se página está na memória Número do quadro na memória física (page frame number) 26

27 Tabela de Páginas Possíveis implementações da Tabela de Páginas (TP): 1) TP em registradores da CPU dedicados, que são carregados através de ( PDP-11 instruções privilegiadas (ex. DEC Vantagem: não necessita de MMU e tradução é veloz ( Desvantagem: número de entradas é pequeno (tipicamente 2) TP é mantida em memória principal (do núcleo) - mantém-se um registrador com o endereço inicial da tabela é PTBR + #página_virtual Vantagem: possibilita tabelas de páginas arbitrariamente grandes a troca de contexto envolve somente PTBR Desvantagem: tempo de acesso à memória duplica, devido ao acesso inicial à tabela de páginas 27

28 Tabela de Páginas Possíveis implementações (cont.): 3) utilização de um Translation Look-aside Buffer (TLB) - TLB = vetor associativo que permite comparação paralela com suas entradas (de entradas) - é usado como um cache das entradas da TabPaginas recentemente ( localidade acessadas (è princípio de - quando uma página lógica não possui uma entrada no TLB (TLB miss): * acesssa-se a TabPaginas e coloca-se a entrada no TLB * se a página está em memória, operacão é completada; senão gera-se uma interrpção Page-fault Obs: cada troca de contexto, o TLB precisa ser zerado Vantagem: tradução rápida Desvantagem: requer gerenciamento do conteúdo do TLB (substituição de entradas) 28

29 Translation Look-aside Buffer (TLB) Pagina é comparada com todas as entradas do TLB ao mesmo tempo Se entrda encontrada (TLB hit) e não é necesseario acessar TP Se não, (TLB miss), TP precisa ser consultada. A razão de (TLB hits/acessos à memória) determina a eficiência da tradução e é usada para calcular o tempo médio de acesso à memória Razão de TLB hits depende do tamanho do TLB e da estratégia de troca de entradas 29

30 O Espaço de Endereçamento Virtual É composto dos seguintes segmentos : Text (Execute-only) Dados Inicializados (p.ex. strings, const) Dados não inicializados (variáveis globais) Pilha (controlado pelo sistema) Heap (alocado com malloc) Shared libraries (Execute-only) Shared memory Text, shared libraries e shared memory são compartilhados por processos Na prática, cada segmento têm sua tabela de tabela de páginas. 38

31 Paginação por Demanda: Funcionalidades Gerenciamento de Espaço de Endereçamento em um fork há alocação de um EE, no exec uma realocação, no exit uma liberação Tradução de endereços Preparar a MMU para tal tradução Gerenciamento da memória principal Proteção de acesso à memória do núcleo, e entre os processos mutuamente Compartilhamento de memória Monitoramento da carga do sistema Outros: memory-mapped files, dynamic linking de bibliotecas compartilhadas 39

32 Algoritmos de Substituição de Páginas A cada page-fault: o gerenciador de memória aloca um quadro de páginas para a página requisitada e precisa escolher qual página (de um quadro de páginas) deve ser removida da memória. O algoritmo de substituição de páginas determina qual página deve ser removida e usa as informações estatísticas contidas nas tabelas de páginas. Nessa seleção deve levar em conta que: uma página modificada precisa ser copiada para disco,mas uma não-modificada pode ser sobreescrita não é boa idéia tirar uma página que está em uso, pois ela terá que ser carregada em breve 40

33 Algoritmo de substituição ideal Substitui a página que será acessada no futuro mais remoto Infelizmente, não é viável na prática, pois exigiria um conhecimento sobre todos os acessos futuros Usado apenas em simulações para avaliar o quanto os algoritmos concretos diferem do algoritmo ideal 41

34 Algoritmo Página não recentemente Utilizada (Not Recently Used - NRU) Cada página tem um bit de Referência (R) e de Modificação (M): Bits são setados sempre que página é acessada ou modificada Pagina é carregada com permissão somente para leitura e M=0. No primeiro acesso para escrita, o mecanismo proteção notifica o núcleo, que seta M=1, e troca para permissão de escrita A cada interrupção do relógio, seta-se R = 0 Páginas são classificadas em 4 categorias 1) Não referenciada, não modificada 2) Não referenciada, modificada 3) referenciada, não modificada 4) referenciada, modificada NRU escolhe primeiro qualquer página (em ordem ascendente de categoria) Razão da prioridade de descarte (#2 antes #3): É melhor manter páginas sendo referenciadas, do que modificadas mas pouco referenciadas. 42

35 Algoritmo FIFO de substituição Manter uma lista ligada de todas as páginas na ordem em que foram carregadas na memória A página (mais antiga), no início da fila, é a primeira ser descartada Principal Vantagem: Simplicidade de implementação. Principal Desvantagem: Não é levado em conta se uma página está sendo frequentemente acessada. Por exemplo: a página mais antiga pode estar sendo acessada com alta frequência. 43

36 Algoritmo da Segunda Chance É uma variante do algoritmo FIFO que leva em conta acessos recentes às páginas: Funcionamento: Páginas são mantidas em lista circular FIFO (ordenada por momento de carregamento) Inspciona-se a página no começo da lista: Se página mais antiga possui bit R=0, ela é removida. Se tiver bit R=1, o bit é zerado, e a página é colocada no final da fila,. Ou seja: dá se uma 2 a chance. Página carregada há mais tempo. R=1 Página carregada mais recentemente. A página é tratada como se fosse carregada recentemente. R=0 44

37 Algoritmo do Relógio Todas as páginas carregadas estão em uma lista circular. Dois ponteiros giram em sentido horário O Primeiro ponteiro zera o bit de referência ( R) e o de modificacão (M) Segundo ponteiro verifica um pouco depois se esses bits estão setados. Obs: foi o algoitmo usado originalmente na MV do UNIX 45

38 Algoritmo Menos recentemente utilizada Least Recently Used (LRU) Assume que páginas usadas recentemente, deverão ser usadas em breve novamente. Princípio básico: descartar a página que ficou sem acesso durante o maior periodo de tempo. Exemplo: para 3 frames A Implementação ideal, porém impraticável: Manter a lista de páginas, ordenadas pelo acesso mais recente É inviável pois demandaria uma manipulação da lista a cada acesso de memória!! 47

39 Algoritmo Menos recentemente utilizada Least Recently Used (LRU) Alternativa (necessita de apoio de hardware): usar um contador que é incrementado por hardware a cada acesso à memória Cada vez que uma página é acessada, atualiza este contador na entrada da TP correspondente Seleciona a página com o menor contador 48

40 LRU com Hardware especial Manipular uma matriz n x n (para n entradas na TP) com o registro de acessos recentes (linha i = contador da página i) Idéia: Ao acessar página i preencha toda linha i com bit 1 e, em seguida, toda coluna i com bit 0. A página mais antiga é aquela com menor valor. Acesso Pág. 0 Acesso Pág. 1 Acesso Pág. 2 Acesso Pág. 3 Acesso Pág. 2 Acesso Pág. 1 Acesso Pág. 0 Acesso Pág. 3 Acesso Pág. 2 Acesso Pág. 3 49

41 Algoritmo do envelhecimento - Simulando LRU em Software Manter um contador para cada página; bit R mantém a informação se página foi acessada durante último período de tempo (cada tick de relógio): faz-se um shift de 1 bit para a direita no contador de cada página e adiciona-se o R-bit como bit mais significativo no contador 50

42 Principais limitações do Algoritmo do Envelhecimento (comparado ao LRU) Quando duas páginas possuem o mesmo valor de contador (de idade), não há como saber qual delas foi acessada por último (no último período de tempo) Pag.X Pag.Y t Os contadores de idade têm um número finito de bits. Portanto quando o valor atinge 0, não há como distinguir se a última referência ocorreu há apenas n ticks do relógio ou há muito mais tempo. è Normalmente, basta contador com 8 bits e períodos de 20 ms entre ticks. Se uma página não foi acessada a 160 ms, provavelmente não é mais relavente. 51

43 Least Frequently Used (LFU) Mantém-se uma estatística sobre a frequência de acesso a cada página, e escolhe-se a página com menor frequência. 52

44 Ultra-paginação ( Thrashing ) Fenômeno que ocorre quando o gerenciador de memória fica sobrecarregado com cópias de páginas entre memória e disco. Alta frequência de faltas de página: ocorre quando um processo possui muito menos páginas na memória do que o seu conjunto de páginas em uso. taxa de falta de páginas por tempo # de páginas na memória 53

45 O Conjunto de páginas em uso A maioria dos processsos apresenta uma localidade de referência (a cada momento, acessa apenas uma fração pequena de suas páginas). # páginas Tamanho do working set no instante t O conjunto de uso (working set) é o conjunto das páginas acessadas pelas k referências mais recentes. O sistema de paginação deve gerenciar este conjunto usando envelhecimento. Quando um processo é escolhido para execução seu working-set pode ( demanda ser pré-paginado (em vez de fazer paginação por t 54

46 O Working Set Working set é o conjunto de páginas referenciadas no intervalo (t, t+delta) O tamanho do working set muda dependendo do grau de localidade dos acessos a memória Nos períodos de maior dispersão dos acessos, há acessos a mais páginas, e o working set fica maior. O Processo só (re)começa a executar se todas as páginas do working set estão na RAM. 55

47 Algoritmo de substituição baseado no working set Mantém-se um contador virtual de tempo e periodicamente, atualiza-se o contador em cada página que tenha o bit R=1.Working Set consiste das páginas com contador dentro da janela de tempo [t- τ, t] Se R=0, não é feita autalização. Se (R==0 && age τ ) avança com tempo virtual e depois verifica novamente. Descarta-se páginas com R=0 e mais antigas do que τ. 56