Gestione della Memoria 1. Introduzione alla gestione della memoria 2. Swapping 3. Memoria virtuale 4. Implementazione 5. Algoritmi di sostituzione

Gestione della memoria Tutti i programmi che compongono il SO ed i programmi applicativi attivi usano contemporaneamente la RAM Il gestore della memoria si preoccupa di fare condividere la RAM ai vari processi in esecuzione in modo che : ogni processo abbia il suo spazio privato distinto dagli altri (e inaccessibile agli altri) ogni processo abbia abbastanza memoria per eseguire il proprio algoritmo e raccogliere i suoi dati

Gestione della memoria (2) Le strategie viste finora ricopiano interamente lo spazio di indirizzamento di un processo P da memoria secondaria a RAM quando P va in esecuzione AmpiezzaRAM - 1 RAM vuota Spazio Ind processo 2 Spazio Ind processo 1 Area riservata, non accessibile in modalità utente Sistema Operativo

Gestione della memoria (3) Problemi: limite all’ampiezza dello SI Attualmente ogni processo usa almeno 4GB di spazio di indirizzamento, con RAM assai più piccole… memoria sottoutilizzata aree dello spazio di indirizzamento che non sono utilizzate occupano RAM (es. gap fra heap e stack) Soluzione: memoria virtuale ad ogni istante carico in RAM solo le parti di SI che servono per una certa fase dell’esecuzione diverse soluzioni: vedremo la paginazione

Paginazione: idea base (1) Lo spazio di indirizzamento di ogni processo è diviso in ‘fette’ (pagine logiche) tutte della stessa ampiezza 1 2 3 4 .. 1 2 3 4 .. Processo 2 Pagina Logica: ‘fetta’ dello spazio di indirizzamento (1-4K) Processo 1 1 2 3 4 .. Processo 3

Paginazione: idea base (2) Anche la RAM disponibile per i processi utente è divisa in pagine della stessa ampiezza (pagine fisiche) Pagina Fisica: ‘fetta’ dello RAM stessa ampiezza della pagina logica RAM vuota RAM vuota RAM vuota RAM vuota Sistema Operativo

Paginazione: idea base (3) Ad ogni istante solo le pagine necessarie per i processi in esecuzione sono caricate in RAM (si usa la località!) 1 2 3 4 .. 1 2 3 4 .. Processo 2 RAM vuota Processo 1 1 2 3 4 .. RAM vuota Sistema Operativo Processo 3

Paginazione: problema Esecuzione (corretta) dei programmi utente parzialmente caricati: tradurre correttamente l’indirizzo logico X (relativo allo spazio di indirizzamento) nell’indirizzo fisico Y (parola di RAM) in cui è caricato bloccare automaticamente accessi ad aree non caricate in RAM (page fault) aggiornare automaticamente l’insieme delle pagine in memoria scaricando/caricando da memoria secondaria quelle necessarie in una certa fase

Traduzione indirizzi ... Vogliamo tradurre X (ind. Logico) in Y (ind fisico) 66 Y ... 65 3 64 2 63 X 1 62 61 SI RAM ...

Traduzione indirizzi (2) Osservate che X = #pagLogica * s + offset s ampiezza della pagina (logica e fisica) offset indirizzo dentro la pagina (fra 0 ed s-1) quindi Y= f(#pagLogica) *s + offset f() funzione che associa ad ogni pagina logica il numero di pagina fisica in cui è caricata NB f() è definita solo per le pagine caricate

Traduzione indirizzi (3) X= 1*s + offset Y= f(1) *s + offset 66 Y ... Ampiezza di pagina (s) 65 offset 64 f 63 X 1 offset 62 61 SI RAM ...

Traduzione indirizzi (4) La traduzione degli indirizzi deve essere veloce! Va fatta ad ogni accesso in memoria Come si calcolano #pagLogica e offset ? Sono quoziente e resto della divisione per s in generale la divisione è molto costosa! È semplice se s=2k perché stiamo lavorando con indirizzi binari 31 k k-1 quoziente resto

Traduzione indirizzi (5) Quindi il calcolo è veloce es. pagine di 4KB= 212B basta selezionare (hw) i primi 12 bit per offset ed il resto per #pagLogica Come si calcola la funzione di corrispondenza f() ? Serve una tabella (la tabella delle pagine, TP) TP[#pagLogica] è il descrittore di pagina e contiene il numero di pagina fisica corrispondente bit Presente-Assente (se la pagina è in memoria o no) altro

Traduzione indirizzi (6) Cosa succede se la pagina non è in memoria? Presente-Assente = 0, si genera un page fault l’esecuzione del processo viene bloccata va in esecuzione il gestore della memoria la pagina logica viene localizzata su disco e caricata in RAM se la RAM è piena si individua una pagina vittima da scaricare dalla RAM algoritmi di rimpiazzamento : servono a selezionare la pagina vittima

La Memory Management Unit Organizzazione tipica dell’hw: posizione e funzione della MMU

La MMU (2) Operazioni di una MMU con 16 pagine di 4KB

Tabella delle Pagine Informazioni contenute in un descrittore di pagina il formato dipende dall’hw NON ci sono informazioni su dove trovare la pagina su disco (dipende dal SO)

Traduzione indirizzi (6) L’accesso alla tabella delle pagine deve essere veloce non può stare solo in RAM se no duplica il tempo di accesso non può stare tutta in MMU prenderebbe troppo spazio indirizzi a 32 bit e pagine di 4K, la size(TP)=220 record non tutti i descrittori servono contemporaneamente si usa una piccola cache dei descrittori in MMU TLB (Translation Lookaside Buffer) o memoria associativa tutta la tabella è in RAM

TLB - Translation Lookaside Buffer o Memoria Associativa Esempio di TLB

Tabella delle Pagine a due livelli Second-level page tables Top-level page table Descrittori di pagina PT1 PT2 offset 10 10 12

Tabella delle Pagine a due livelli (2) Second-level page tables Top-level page table 5 offset 10 10 12

Tabella delle Pagine Inversa Confronto tra tabella delle pagine tradizionale e tabella delle pagine inversa

Implementazione della Paginazione Il Sistema operativo invoca i meccanismi di paginazione in quattro circostanze: Creazione di un Processo Determina la dimensione dello spazio di indirizzamento Crea la tabella delle pagine Esecuzione di un Processo (context switch) Reset della MMU per il nuovo processo Aggiornamento del TLB (flush) Page fault Determina l’indirizzo logico che ha causato il page fault Sposta una pagina su disco (se necessario) e carica la pagina richiesta Terminazione di un Processo Dealloca la tabella delle pagine e le pagine del processo

Gestione del Page Fault (1) 1. Una eccezione provoca l’invocazione del nucleo, salvando almeno il PC sullo stack (hw) 2. Salvataggio registri generali e altri reg. interni (assembler) 3. Il sistema determina la pagina logica richiesta registro speciale o software 4. Il sistema verifica la validità dell’indirizzo, e ricerca una pagina libera o, in alternativa, una pagina vittima 5. Se la pagina vittima selezionata è stata modificata (dirty), viene scritta su disco

Gestione del Page Fault (2) 6. Il sistema richiede la lettura della pagina logica dal disco (schedulatore) va in esecuzione un altro processo pronto 7. Quando la lettura è completata (interruzione), si aggiorna la tabella delle pagine 8. Viene ripristinata l’istruzione che ha causato il page fault 9. Il processo che ha causato il page fault viene schedulato 10. Ripristino dei registri, ritorno in modo utente (assembler) Il processo riprende l’elaborazione come se il page fault non fosse avvenuto

Ripristino dell’Istruzione # Il fault si può verificare in una dei tre accessi Problemi se l’istruzione modifica i registri autoincremento, autodecremento Alcune macchine hanno dei registri interni che mantengono infomazioni di ripristino (backup)

Vincolare le pagine in Memoria Memoria virtuale e I/O interagiscono occasionalmente Un processo richiede una lettura da un dispositivo su un buffer Mentre attende per l’I/O passa in esecuzione un altro processo Il processo in esecuzione causa un page fault La pagina contenente il buffer del primo processo può essere selezionata per essere scaricata dalla memoria Necessità di vincolare alcune pagine Le pagine vincolate non possono essere scaricate dalla memoria (pinning)

Backing Store: area di swap Process address space (a) Paginazione con un’area di swap statica indirizzo iniziale su disco in TP (b) Paginazione con area di swap dinamica

Algoritmi di Sostituzione Il page fault forza la scelta su quale pagina deve essere rimossa Libera memoria per la pagina da caricare Pagine modificate devono essere salvate Quelle non modificate vengono semplicemente sovrascritte Deve evitare di selezionare una pagina riferita spesso Potrebbe essere necessario ricaricarla in breve tempo

Algoritmo di Sostituzione Ottimo Sostituisce la pagina che sarà riferita nell’istante più lontano nel tempo Ottimo ma non realizzabile In alternativa: Si stima l’ordine di caricamento delle pagine in esecuzioni precedenti del processo Neanche questa soluzione è applicabile in pratica Tuttavia può essere usata per valutare le prestazioni di algoritmi utilizzabili

Least Recently Used (LRU) Assume che le pagine usate di recente siano riferite di nuovo in breve tempo (località temporale) Scarica le pagine inutilizzate da più tempo Implementazione diretta: mantiene una lista di pagine Le pagine usate più di recente in cima Aggiorna la lista ad ogni riferimento della memoria!! Impl. Approssimata: mantiene un contatore per ogni descrittore della tabella delle pagine L’hw incrementa il un contatore centrale C ad ogni tick Se accedo la pagina p , C viene copiato nel descrittore corrispondente Scarica la pagina fisica con il più piccolo valore nel campo contatore

Algoritmo di Sostituzione “Second Chance” Tempi di caricamento Pagina caricata per prima Operazioni di un algoritmo “second chance” Pagine disposte in ordine FIFO Lista delle pagine se il fault di pagina avviene all’istante 20, A ha il bit R settato A viene trattata come una pagina arrivata all’istante 20, R viene posto a 0

Algoritmo di Sostituzione “Clock” Quando avviene un fault di pagina, la pagina indicata dal puntatore viene analizzata. L’azione dipende dal bit R: R=0: elimina la pagina R=1: resetta R e avanza il puntatore

Criteri di progetto per la paginazione Politiche di Allocazione Locali VS Globali (1) Configurazione originale Sostituzione con politica locale Sostituzione con politica globale

Politiche di Allocazione Locali VS Globali (2) In caso di politiche di allocazione locali è necessario determinare il numero di pagine fisiche da assegnare ad ogni processo Tramite monitoraggio della dimensione del working set analizzando l’istante dell’ultimo riferimento alle pagine Tramite algoritmi di allocazione delle pagine Allocazione iniziale in funzione della dimensione del processo Allocazione successiva tramite algoritmo PFF (Page Fault Frequency)

Politiche di Allocazione Locali VS Globali (3) Tasso di page fault in funzione del numero di pagine fisiche assegnate: possibile strategia per PFF

Controllo del carico A prescindere dalla bontà dello schema adottato, il sistema può comunque andare in thrashing (causare un page fault ogni poche istruzioni) Accade quando l’algoritmo PFF indica che Alcuni processi necessitano di più memoria E che nessun processo necessita di meno memoria Soluzione (scheduling di secondo livello) Ridurre il numero di processi che competono per la memoria Fare lo swap di qualche processo su disco Ridurre il grado di multiprogrammazione

Dimensione delle Pagine (1) Pagine piccole Vantaggi Riducono la frammentazione interna Si adattano meglio a varie strutture dati e sezioni di codice Limitano l’ampiezza dello spazio di indirizzamento inutilizzato caricate in memoria Svantaggi I programmi necessitano di parecchie pagine, tabelle delle pagine più grandi

Cleaning Policy Necessità di un processo in background (demone di paginazione -- paging daemon) Analizza periodicamente lo stato della memoria Quando troppe poche pagine fisiche sono libere Seleziona una pagina da scaricare usando un algoritmo di sostituzione