Gestão de Memória. mecanismos de gestão de memória protecção da memória algoritmos de gestão de memória. P. Ferreira/J. A. Marques - INESC/IST 01/02 1

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1 Gestão de Memória mecanismos de gestão de memória protecção da memória algoritmos de gestão de memória 1

2 Mecanismos de Gestão de Memória 2

3 Objectivos e Organização da Gestão de Memória objectivo: Gerir o espaço de endereçamento dos processos assegurar que cada processo dispõe da memória que precisa garantir que cada processo só acede à memória a que tem direito (protecção) optimizar (ie minimizar) as transferências de informação em memórias organizadas hierarquicamente organização: memória uniforme:a informação (dados ou código) apenas é acessível quando se encontra na memória principal memória hierarquizada: as informações são repartidas ou replicadas por diversos níveis da memória de modo a, simultaneamente, maximizar o número de referências às unidades mais rápidas e minimizar a ocupação das mesmas 3

4 Hierarquia de Memória memória principal (física ou central): acesso aleatório tempo de acesso reduzido custo elevado informação volátil memórias secundárias (ou de disco): acesso quase aleatório (por blocos) tempo de acesso elevado custo reduzido informação persistente 4

5 Endereçamento Para perceber a gestão da memória tem de se começar por compreender a relação entre os endereços manipulados pelos programadores, os endereços gerados pelo compilador e os endereços físicos que realmente permitem aceder à memória Consideremos uma instrução numa linguagem de alto nível A= B+1 O programador vê apenas referências lógicas que o compilador tem de transformar em endereços Três situações se podem colocar: Endereços reais físicos não existe qualquer operação posterior Endereços reais recolocáveis os endereços tem de ser somados a uma base para obter o endereço físico Endereços virtuais os endereços têm de ser transformados em tempo de execução para os endereços físicos 5

6 Geração dos Endereços Físicos realizada na escrita do programa, na sua compilação ou na edição de ligações: o programa apenas poderá ser executado numa zona determinada da memória principal (colocação estática) realizada aquando do carregamento do executável na memória principal: o editor de ligações gera um executável recolocável que pode ser implantado em qualquer região da memória principal (recolocação e reimplantação estática) a correspondência é realizada durante a execução do programa: tradução dinâmica dos endereços virtuais em endereços reais durante a execução do processo (reimplantação dinâmica) 6

7 Recolocação endereços lógicos e tabelas de conversão: o código dos executáveis possui endereços lógicos convertíveis quando do carregamento em memória para endereços reais mediante a utilização de tabelas de conversão geradas pelo compilador ou editor de ligações utilização de endereçamento baseado: durante a execução um endereço real é gerado somando ao endereço lógico um valor constante B (base) O valor B é guardado no registo base do processador e é definido em cada carregamento do executável como medida de protecção, os endereços reais obtidos mediante endereçamento baseado são comparados (pelo hardware) com um valor limite, guardado no registo limite 7

8 Mecanismo de Sobreposição (overlay) Possibilidade de executar programas com dimensão superior à memória principal em sistemas com endereçamento real os overlays continuam a ter de ser dimensionados para a memória física disponível Memória principal Programa principal (residente) Overlay 1 Overlay 2 Overlay 3 8

9 exemplo: Overlay (cont) parte residente contém as variáveis globais vários overlays comn rotinas de inicialização, cálculo, escrita dos resultados é simples de suportar pelo sistema operativo implica que o programador indique explicitamente quando deve ser carregado um novo overlay certos programas não são facilmente divididos em overlays lento devido à possível troca sistemática de overlays obviamente, a parte residente mais qualquer um dos overlays tem de caber na memória principal 9

10 Sistemas Multiprogramados com Endereçamento Real a memória principal está dividida em partições, às quais está associada uma fila de processos para execução as partições podem ser de tamanho fixo (único ou não) ou de tamanho variável: fixo: menor capacidade de recolocação, utilização de overlays, fragmentação interna, paragem da máquina para alterar a dimensão das partições variável: maior capacidade de recolocação, fragmentação externa, recompactação protecção através da utilização de registos com endereços inicial e final da partição activa (ou dos registos base e limite) 10

11 Sistemas Multiprogramados com Endereçamento Real - partições fixas memória dividida em partições de dimensão fixa em cada partição é carregado um programa programas recolocáveis fragmentação interna: dimensão dos programas não coincide exactamente com a dimensão das partições vários programas em execução implica mecanismos de protecção 11

12 Sistemas Multiprogramados com Endereçamento Real - partições fixas Partição 0 Partição 1 Partição 2 Filas de espera de programas para execução (uma por partição) Se o programa da partição i fica bloqueado então o programa da partição j pode ser executado O grau máximo de multiprogramação é dado pelo número de partições Pode suceder que haja uma fila de processos à espera de ser executados numa dada partição: Os overlays podem ser usados dentro das partições 12

13 Tradução de Endereços com Partições Fixas Memória física S offset <? + endereço registo limite 2K N Gera Excepção registo base P3 base: 6K partição 0 partição 1 partição 2 partição 3 partição 4 partição 5 0 2K 4K 6K 8K 10K 13

14 Sistemas Multiprogramados com Endereçamento Real - partições variáveis Alocação sucessiva de partições com dimensões variáveis Quando um programa termina, a sua partição pode ser associada a outra (se for contígua), criando uma única de maior dimensão dimensão dos programas limitada pela memória física protecção assegurada de modo análogo às partições fixas 14

15 Sistemas Multiprogramados com Endereçamento Real - partições variáveis Prog E 40 K Fila de espera única de programas para execução Prog D 80 K Prog C 30 K Prog B 70 K Prog A 50 K Sistema Operativo Prog A 50 K Prog B 70 K Prog C 30 K Prog D 80 K Livre número e dimensão de partições variáveis resolve fragmentação interna fragmentação externa: muitas partições de dimensão muito reduzida implica a recompactação da memória (garbage collector): programas todos juntos em partições contíguas (processamento suspenso) 15

16 Tradução de Endereços com Partições Variáveis memória física registo limite P3 dimensão registo base P3 base partição 0 partição 1 S offset <? + endereço N Gera Excepção partição 2 partição 3 partição 4 16

17 Endereços Reais e Virtuais Os primeiros computadores suportavam apenas endereços reais: endereços gerados pelo compilador têm relação directa com os endereços da memória física O sistema operativo não podia efectuar qualquer gestão dos programas (para quem se lembra o Sprectum é um computador deste tipo) Os primeiros sistemas multiprogramados utilizavam uma arquitectura baseada em que um registo base é somado ao endereço codificado no programa Os programas podem ser recolocados a partir de um endereço inicial um programa era gerado de forma contígua a dimensão dificulta a gestão da memória Endereçamento virtual surge como uma solução para estes problemas: os endereços gerados pelo programa são convertidos pelo processador, em tempo de execução, em endereços físicos a unidade de gestão de memória no processador é responsável pela conversão os dados referenciados pelo endereço virtual podem estar em memória principal ou secundária 17

18 Endereçamento Real vs Endereçamento Virtual Espaço de endereçamento visto pelo programa Memória Física Espaço de endereçamento virtual Memória Física Unidade de gestão da memória a) Memória Real b) Memória Virtual 18

19 Endereços Reais e Virtuais (cont) Programa fonte Referências simbólicas: A = A + 1; Apontadores: B = malloc (size); Código executável Compilador + editor de ligações Não recolocáveis Contém endereços físicos Endereços reais Recolocáveis Gerado com referência a um endereço de base Endereços virtuais Endereços que necessitam de tradução dinâmica durante a execução do programa 19

20 Endereçamento Virtual espaço de endereçamento dos processos não linearmente relacionado com a memória física de cada vez que são usados os endereços virtuais são convertidos (pela UGM) para endereços reais para minimizar a informação necessária à conversão, a memória virtual é logicamente dividida em blocos contíguos: endereço virtual = (bloco, deslocamento) dois tipos de blocos: segmentos - dimensão variável páginas - dimensão constante apenas precisam de estar na memória principal os blocos que estão a ser utilizados por cada processo 20

21 Espaço de Endereçamento Virtual Memória auxiliar Espaço Virtual do processo A Espaço Virtual do processo B Memória física Espaço Virtual do Processo C 21

22 Paginação espaço de endereçamento virtual linear de dimensão superior à da memória principal: o programador nunca precisa de se preocupar com a gestão de memória quando escreve um programa na memória principal mantêm-se apenas algumas páginas do programa, sendo carregadas de memória secundária as demais apenas quando necessário (falta de página) as instruções do processador têm de ser recomeçáveis a dimensão das páginas (constante) é normalmente muito menor que a da memória principal e influencia: a fragmentação interna o número de faltas de páginas e o tempo da sua resolução a dimensão das tabelas de páginas e listas de páginas mantidas pelo sistema operativo 22

23 Tradução de Endereços Virtuais em Memória Paginada Endereço virtual Página Deslocamento BTP + Memória principal Base Endereço real Deslocamento Base BTP Tabela de Páginas P R M Prot Base LTP 23

24 Tabela de Tradução de Endereços (Translation Lookaside Buffer, TLB) Endereço virtual Página Deslocamento TLB BTP + Memória principal Base Endereço real Deslocamento Base BTP Tabela de Páginas P R M Prot Base LTP 24

25 Memória Virtual Paginada Bits da página são enviados para o TLB S Comparação Trazer Página do Acesso à Tab de Páginas Disco Página Presente S Actualizar TLB Concatenar Base e Desloc 25

26 Memória Virtual Paginada (cont) fragmentação interna na última página de cada bloco lógico do programa a dimensão das páginas (constante) influencia: a fragmentação interna o número de faltas de páginas e o tempo da sua resolução a dimensão das tabelas de páginas e listas de páginas mantidas pelo sistema operativo protecção: verificação e limitação dos tipos de acesso ao segmento: leitura, escrita e execução processos diferentes têm tabelas de páginas diferentes: espaços de endereçamento disjuntos e inacessíveis a terceiros protecção de blocos lógicos: igual protecção do conjunto de páginas que formam esse bloco partilha de memória entre processos: podem-se partilhar páginas entre diferentes processos usando um mecanismo semelhante ao usado para memória segmentada partilha de blocos lógicos: partilha de múltiplas páginas não é possível partilhar menos que uma página 26

27 Segmentação divisão dos programas em segmentos lógicos que reflectem a sua estrutura funcional: rotinas, módulos, código, dados, pilha, etc o espaço de endereçamento virtual é linear em cada segmento o programador pode ter que se preocupar com a gestão de memória quando escreve um programa tentar suportar directamente na gestão de memória as abstracções comuns nas linguagens de programação: carregamento em memória protecção eficiência (princípio da localidade de referência) dimensão dos segmentos é limitada pela arquitectura e não pode exceder a dimensão da memória principal 27

28 Tradução de Endereços Virtuais em Memória Segmentada Endereço virtual Segmento Deslocamento BTS + Memória principal Deslocamento Base BTS Tabela de segmentos + Limite P Prot Limite Base LTS 28

29 Memória Virtual Segmentada fragmentação externa protecção: verificação de limites de endereçamento intra-segmentos verificação e limitação dos tipos de acesso ao segmento: leitura, escrita e execução processos diferentes têm tabelas de segmentos diferentes: espaços de endereçamento disjuntos e inacessíveis a terceiros partilha de memória entre processos: basta colocar nas tabelas de segmentos dos processos em questão o endereço real do segmento a partilhar os endereços virtuais usados para aceder ao segmento partilhado podem ser diferentes nos vários processos a protecção dum segmento partilhado é definida para cada processo através da respectiva tabela de segmentos os segmentos têm tamanhos variáveis pelo que os algoritmos de substituição na memória são mais complicados os programadores têm de ter uma noção mínima do modelo de endereçamento o espaço de endereçamento não é linear 29

30 Memória Segmentada/Paginada Endereço virtual Segmento Página Deslocamento TLB BTS + Base Endereço real Deslocamento Tabela de Segmentos Tabela de Páginas P Prot Limite Base + P R M Prot Base 30

31 Partilha de Memória A partilha de memória virtual é bastante simples, basta que os descritores de segmento ou página em dois processos independentes referenciem o mesmo endereço base A protecção no acesso (RWE) nos dois processos não têm de ser idêntica Por exemplo um segmento pode ser de (RW) num processo e noutro apenas R Na paginação a partilha tem que ter em conta a granularidade das páginas Apenas se pode partilhar páginas ou múltiplos de páginas Numa arquitectura segmentada a entidade partilhada é uma divisão lógica do programa pelo que a partilha é natural 31

32 Arquitectura Segmentada Protecção de Memória Processos diferentes têm tabelas de segmentos diferentes; O número de segmento e o deslocamento são verificados, comparando-os respectivamente com a dimensão da tabela e com a dimensão do segmento; Cada segmento tem associado em código de acesso (leitura, escrita, execução) Sistemas Paginados Processos diferentes têm tabelas independentes; O número de página é validado com o tamanho da tabela; Cada página tem um código de acesso; A granularidade mínima da protecção é a da página 32

33 Arquitectura de memória do i386

34 Algoritmos de Gestão de Memória 34

35 Algoritmos de Gestão de Memória existem três tipos de decisões que o sistema operativo tem de tomar em relação à memória principal: reserva: onde colocar um bloco de informação transferência: quando transferir um bloco de memória secundária para memória primária e vice-versa substituição: quando não existe mais memória livre, qual o bloco a retirar da memória principal para satisfazer um pedido 35

36 Reserva de Memória a reserva e a libertação de memória ocorre nas seguintes situações: na criação e terminação de processos na criação é reservado espaço para o código, dados e pilha do programa na extensão do espaço de endereçamento (área de dados ou pilha) reserva de páginas: reservar uma qualquer página entre todas as que estão livres reserva de partições variáveis ou segmentos: analisar uma lista de blocos livres para encontrar um com dimensão igual ou superior à desejada escolher o bloco livre que provocar menor fragmentação externa reservar parte ou a totalidade do bloco escolhido tendo em conta uma dimensão mínima para o fragmento gerado essa dimensão mínima gera fragmentação interna mas reduz a lista de blocos livres 36

37 Critérios de Escolha de Blocos Livres best-fit (o menor possível): gera elevado número de pequenos fragmentos em média percorre-se metade da lista de blocos livres na procura a lista tem de ser percorrida outra vez para introduzir o fragmento worst-fit (o maior possível): pode facilmente impossibilitar a reserva de blocos de grandes dimensões a lista de blocos livres tem de ser percorrida para introduzir o fragmento first-fit (o primeiro possível): minimiza a tempo gasto a percorrer a lista de blocos livres gera muita fragmentação externa acumula muitos blocos pequenos no início da lista, ficando para o fim os blocos maiores a lista é desordenada e os fragmentos não têm que ser reintroduzidos next-fit (o primeiro possível a seguir ao anterior): espalha os blocos pequenos por toda a memória 37

38 Critérios de Escolha de Blocos Livres (cont) dimensão do pedido: 15k best-fit C worst-fit D first-fit - B 13K A 22K B 16K C 32K D 29K E 38

39 Critérios de Escolha de Blocos Livres (cont) buddy: a memória livre é dividida em blocos de dimensão b n se b = 2 então designa-se por buddy binário para satisfazer um pedido de dimensão D percorre-se a lista à procura de um bloco de dimensão R tal que 2 k-1 < R < 2 k se não for encontrado procura-se um de dimensão 2 k+i, i >0, que será dividido em duas partes iguais (buddies) um dos buddies será subdividido quantas vezes for necesssário até se obter um bloco de dimensão 2 k se possível, na libertação um bloco é recombinado com o seu buddy, sendo a associação entre buddies repetida até se obter um bloco com a maior dimensão possível consegue-se um bom equilíbrio entre o tempo de procura e a fragmentação interna e externa 39

40 Algoritmos de Transferência existem três situações em que a transferência pode ser feita: apedido(on request): o programa ou o sistema operativo determinam quando se deve carregar o bloco em memória principal por necessidade (on demand): o bloco é acedido e gera-se uma falta (de segmento ou de página), sendo necessário carregá-lo para a memória principal por antecipação: o bloco é carregado na memória principal pelo sistema operativo porque este considera fortemente provável que ele venha a ser acedido nos próximos instantes 40

41 Transferência de Segmentos normalmente um processo para se executar precisa de ter pelo menos um segmento de cóidgo, de dados e de stack em memória caso haja escassez de memória os segmentos de outros processos que não estejam em execução são transferidos na íntegra para disco (swapping) os segmentos são guardados numa zona separada do disco chamada área de transferência (swap area) quando são transferidos todos os segmentos de um processo diz-se que o processo foi transferido para disco (swapped out) a transferência de segmentos faz-se usualmente a pedido: em arquitecturas que suportem a falta de segmentos, certos segmentos de um programa podem ser transferidos para memória principal por necessidade 41

42 Transferência de Páginas o mecanismo normal de transferência de páginas é por necessidade: páginas de um programa que não sejam acedidas durante a execução de um processo não chegam a ser carregadas em memória principal usam-se também políticas de transferência por antecipação para: diminuir o número de faltas de página optimizar os acessos a disco as páginas retiradas de memória principal são guardadas numa zona separada do disco chamada área de paginação: apenas se ainda não existir uma cópia da página em disco as páginas modificadas são transferidas em grupos para memória secundária de modo a optimizar os acessos a disco 42

43 Algoritmos de Swapping de Processos ou de Segmentos usam-se geralmente três critérios para decidir qual o processo a transferir para disco: estado e prioridade do processo: processos bloqueados e pouco prioritários são candidatos preferenciais tempo de permanência na memória principal: um processo tem que permanecer um determinado tempo a executar-se antes de ser novamente enviado para disco dimensão do processo estas decisões são normalmente tomadas pela componente de gestão de processos e não pela de gestão de memória 43

44 Algoritmos de Substituição de Páginas substituição de páginas: manutenção de duas listas de páginas: livres livres modificadas quando o número de páginas livres é inferior a um determinado valor, o processo paginador irá transferir as páginas livres para disco Se as páginas livres forem insuficientes será necessário transferir páginas livres modificadas páginas livres modificadas são periodicamente escritas em disco o algoritmo de escolha das páginas a libertar segue o princípio da localidade de referência menos usada recentemente (Least Recently Used, LRU): utilização de uma marca temporal do último acesso na PTE utilização de um contador por página que indique a que grupo etário ela pertence quando o contador, que é actualizado regularmente pelo processo paginador, atingir um valor máximo, a página passa para a lista das livres ou das livres mas modificadas 44

45 Algoritmos de Substituição de Páginas (cont) não usada recentemente (Not Recently Used, NRU): agrupamento das páginas em 4 grupos: 0: (R = 0, M = 0) Não referenciada, não modificada 1: (R = 0, M = 1) Não referenciada, modificada 2: (R = 1, M = 0) Referenciada, não modificada 3: (R = 1, M = 1) Referenciada, modificada o processo paginador percorre regularmente as tabelas de páginas e coloca o bit R a 0 caso não exista, este pode ser simulado usando os direitos de acesso da PTE libertam-se primeiro as páginas dos grupos de número mais baixo FIFO: é muito eficiente mas não atende ao grau de utilização das páginas (apenas ao seu tempo de permanência em memória primária) existem variantes desta política que evitam a transferência de páginas antigas mas muito usadas para disco 45

46 Espaços de Trabalho (working sets) os processos devem roubar páginas uns aos outros ou devem roubar páginas a si mesmos? espaço de trabalho (working set) de um processo num determinado intervalo de tempo é o conjunto de páginas acedidas pelo processo nesse intervalo de tempo: verifica-se que, para intervalos de tempo razoáveis, o espaço de trabalho de um processo mantém-se constante e menor que o seu espaço de endereçamento se vários processos tiverem menos páginas em memória que o seu espaço de trabalho o sistema pode entrar em colapso (trashing) utilização de valores máximo e mínimo de dimensão do espaço de trabalho para controlar a paginação: estes valores devem-se adaptar dinamicamente a cada aplicação 46

47 Espaços de Trabalho (cont) faltas de páginas 1 Acessos aleatórios a memória Acessos à memória com localidade de referência 1 fracção do processo carregado em memória 47

48 Comparação: segmentação e paginação (1) segmentação: vantagens: adapta-se à estrutura lógica dos programas permite a realização de sistemas simples sobre hardware simples permite realizar eficientemente as operações que agem sobre segmentos inteiros desvantagens: o programador tem de ter sempre algum conhecimento dos segmentos subjacentes os algoritmos tornam-se bastantes complicados em sistema mais sofisticados o tempo de transferência de segmentos entre memória principal e disco torna-se incomportável para segmentos muito grandes a dimensão máxima dos segmentos é limitada 48

49 Comparação: segmentação e paginação (2) paginação: vantagens: o programador não tem que se preocupar com a gestão de memória os algoritmos de reserva, substituição e transferência são mais simples e eficientes o tempo de leitura de uma página de disco é razoavelmente pequeno a dimensão dos programas é virtualmente ilimitada desvantagens: o hardware é mais complexo que o de memória segmentada operações sobre segmentos lógicos são mais complexos e menos elegantes, pois têm de ser realizadas sobre um conjunto de páginas o tratamento das faltas de páginas representa uma sobrecarga adicional de processamento 49

50 UNIX Gestão de Memória 50

51 Unix - Gestão de Memória Unix implementado sobre muitos computadores diferentes (baseada, segmentada, paginada, segmentada/paginada) a gestão de memória garante: protecção do espaço de endereçamento permitir modificação dinâmica do espaço de endereçamento existem ainda requisitos de desempenho: manter em memória o maior número de processos minimizar as transferências entre disco e memória dois grupos de implementações: transferência (swapping) nas arquitecturas baseadas e segmentadas paginação nas arquitecturas paginadas e segmentadas/paginadas 51

52 Transferência (swapping) primeira implementação do Unix: pdp-11, espaço de endereçamento de um processo limitado a 8 páginas de 8 Kb cada arquitecturas segmentadas: regiões (texto, dados, stack)carregadas contiguamente em memória transfere para disco processos que estejam bloqueados ou com menor prioridade existem 4 casos que provocam a transferência: chamada fork - é preciso espaço para o novo processo chamada brk - expande o segmento de dados do processo crescimento natural do stack sistema operativo precisa de espaço para carregar em memória um processo que estava swapped-out 52

53 Swapper swapper: processo que efectua as transferências de segmentos entre memória principal e secundária área especial do disco reservada para os segmentos retirados de memória área de swap: o swapper usa o disco directamente (sem passar pela cache) alocação de espaço na área de swap é diferente da alocação feita pelo sistema de ficheiros área de swap: regiões de cada processo contíguas em disco processo no estado executável permanece pelo menos 2 segundos em memória antes de ser swapped out processo em disco permanece pelo menos 2 segundos em disco 53

54 Paginação maioria dos Unixs têm memória virtual paginada no sistema V o espaço de endereçamento de um processo organiza-se em regiões de memória Um processo tem inicialmente 3 regiões: código, dados e stack cada região tem uma tabela de páginas própria e uma tabela de descritores de blocos de disco As regiões de memória partilhada que um processo mapear constituem novas regiões de memória 54

55 Tabelas de Gestão de memória de um Processo per process region table region table u area process table main memory 55

56 Paginação tabela de descritores de blocos de disco: para cada PTE contém informação sobre a página quando está em disco PTE: endereço físico da página bit P (página válida ou não) bit R (página referenciada ou não) bit M (página modificada ou não), protecção da página, bit de copy on write (C/W), bits com idade da página descritor de blocos: número do device, bloco de disco, tipo da página (transferida, demand fill, demand zero) 56

57 Tabela de Páginas e de Descritores de Blocos de Disco região P R M C/W PROT Idade End Físico Nº do Dispositivo Nº do Bloco Tipo Tabela de Páginas Tabela de Descritores de Blocos de Disco 57

58 Paginação (cont) páginas de memória física descritas pela tabela pfdata indexada pelo número da página: estado da página (livre, existe cópia na área de swap ou num ficheiro executável, operação de leitura pendente) contador com número de processos que referenciam a página número de device e bloco onde existe cópia da página dois pares de apontadores (lista de páginas livres, tabela de hashing cuja chave é o device e bloco de disco) quando a página é libertada: sistema operativo preenche descritor do bloco de disco com o número do device e bloco onde a página vai ser escrita coloca a página na lista das páginas livres e na lista de hashing falta de página: [número do device-número de bloco] é a chave da tabela de hashing 58

59 Mapeamento da Memória Virtual Per Proc Region Table text 8 K Page Tables (Physical Addresses) data 32 K empty stack 64 K Virtual Addresses 541 K 783 K 986 K 897 K 87 K 552 K 727 K 941 K 1096 K 2001 K 137K 852 K 764 K 433 K 333 K 59

60 Faltas de Presença Faltas na Gestão de Memória A página nã está persente na tabela de páginas Faltas de Protecção O acesso pretendido não está de acordo com a protecção definida para a página SIGSEGV Signal que é enviado ao processo quando a falta não pode ser resolvida pela Gestão de Memória Poderá eventualmente ser tratada pelo processo por exemplo aumentando a região de dados 60

61 Criação de um Processo fork: duplica os segmentos de código, dados e pilha do pai não é feita nenhuma cópia física de memória: cria uma nova tabela de regiões para o filho dá-lhe a mesma região de código copia as regiões de dados e pilha, ie aloca novas tabelas de páginas e copias as PTE e os descritores de blocos de disco em seguida, percorre as PTE do pai e, para as páginas válidas, incrementa o contador de processos na pfdata e coloca a 1 o bit copy on write (no pai e no filho) antes duma página ser escrita (pelo pai ou pelo filho): o sistema copia-a para uma nova página que aloca, preenchendo a PTE do processo onde ocorreu a falta com o endereço físico da nova página só se copiam as páginas que forem de facto modificadas 61

62 fork Tabela de Regiões do Processo Pai Tabela de Regiões do Processo Filho 0K 4K 8K 12K 16K Região 1 (Código) 327 Região 2 (Dados do Pai) 0K 4K 8K 12K 16K 921 Região 3 (Dados do Filho) 0K 4K 8K 12K 16K 921 Tabela de Páginas Tabela de Páginas Tabela de Páginas 62

63 Tratamento do Copy on Write Page Table Entry Proc A Page 828 Valid, Copy on Write Page Table Entry Proc B Page 828 Valid, Copy on Write Page Frame 828 Ref Count 3 Page Table Entry Proc C Page 828 Valid, Copy on Write (a) Before Proc B Incurs Protection Fault Page Table Entry Proc A Page 828 Valid, Copy on Write Page Table Entry Proc B Page Frame 828 Ref Count 2 Page 786 Valid Page Table Entry Proc C Page 828 Valid, Copy on Write Page Frame 786 Ref Count 1 63

64 Execução de um Programa só são carregadas as páginas de facto necessárias exec: lê o inode correspondente ao ficheiro executável cria uma tabela com os números dos blocos do ficheiro executável correspondente a cada página e associa a tabela ao inode preenche a tabela dos descritores de blocos de disco com o deslocamento da página no ficheiro falta de página: sistema operativo usa o valor guardado no descritor de bloco de disco para indexar a tabela asociada ao inode, tendo aí o número do bloco de disco onde está a página 64

65 exec Tabela de Regiões do Processo Pai Tabela de Regiões do Processo Filho Região 1 (Código do Pai) 0K Região 2 (Dados do Pai) 0K Região 3 (Código do Filho) 0K Região 4 (Dados do Filho) 0K 4K 8K 327 4K 8K 921 4K 8K 425 4K 8K K 12K 12K 12K 16K 16K 16K 16K Tabela de Páginas Tabela de Páginas Tabela de Páginas Tabela de Páginas 65

66 Substituição de Páginas algoritmo Menos Usada Recentemente (LRU) utilização de cada página é mantida na PTE page-stealer é acordado quando o número de páginas livres desce abaixo de um dado limite percorre as PTE incrementando os bits de idade das páginas se a página for referenciada a sua idade é anulada se a página atingir uma certa idade: se não existir cópia na área de transferência o núcleo coloca a página numa lista de páginas para serem transferidas se existir cópia na área de transferência e a página não tiver sido modificada, o núcleo apenas coloca o bit P a zero, decrementa o contador de referências na pfdata e coloca a página a lista de páginas livres se existir cópia na área de transferência mas a página tiver sido modificada em memória, o núcleo coloca-a na lista de páginas para serem transferidas e liberta o espaço que ela ocupava na área de transferência 66

67 Substituição de Páginas (cont) quando a página for escrita em disco: núcleo coloca o bit P a zero na PTE respectiva decrementa o contador de referências na pfdata se este contador ficar nulo, a página é colocada na lista de páginas livres (pode ainda ser recuperada se for referenciada antes de ser reutilizada) núcleo aloca espaço para a página na área de transferência e guarda o número do bloco de disco no descritor do bloco de disco respectivo mesmo se a página for reutilizada, será sempre escrita em disco para optmizar os acessos a disco, a escrita é feita quando a lista de páginas a serem escritas atinge uma dada dimensão 67

68 Tratamento da Falta de Página Virt Addr 0 Page Table Entries Phys Page State Disck Block Descriptors State Block Page Frames Page Disk Block Count 1K 1648 Inv File 3 2K 3K None Inv DF 5 4K K 1917 Inv Disk K None Inv DZ 66K 1036 Inv Disk K 68