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MC504 Sistemas Operacionais

Prof. Dr. Eng. Isaías Bittencourt Felzmann

isaias@ic.unicamp.br

Campinas, 2s/2026

Gerenciamento de Memória

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2s/2026

IC/UNICAMP – MC504 Sistemas Operacionais

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The following set of slides are copyright Silberschatz, Galvin and Gagne, 2018. Modifications were made for their use in conjunction with MC504. The original material is available at os-book.com .

Os direitos autorais do conjunto de slides a seguir pertencem a Silberschatz, Galvin and Gagne, 2018. Foram feitas modificações para seu uso em MC504. O material original está disponível em os-book.com .

Este material foi elaborado com apoio de ferramentas de IA generativa como recurso auxiliar. O conteúdo foi revisado, validado e é de responsabilidade do docente.

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Fundamentos

Um programa precisa ser trazido (do disco) para a memória e colocado dentro de um processo para ser executado
A memória principal e os registradores são os únicos meios de armazenamento que a CPU pode acessar diretamente
A unidade de memória enxerga apenas um fluxo de:

endereços + requisições de leitura, ou
endereço + dados e requisições de escrita

O acesso a registradores é feito em um ciclo de clock da CPU (ou menos)
O acesso à memória principal pode levar muitos ciclos, causando um stall
A cache fica entre a memória principal e os registradores da CPU
A proteção da memória é necessária para garantir a operação correta

Operating System Concepts – 10^th Edition

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Proteção

É necessário garantir que um processo acesse apenas os endereços do seu espaço de endereçamento.
Podemos prover essa proteção usando um par de registradores base e limite, que definem o espaço de endereçamento lógico de um processo

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Proteção de Endereços por Hardware

A CPU deve verificar cada acesso à memória gerado em modo usuário para garantir que ele esteja entre a base e o limite daquele usuário

as instruções para carregar os registradores base e limite são privilegiadas

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Vinculação de Endereços

Programas em disco, prontos para serem trazidos à memória para execução, formam uma fila de entrada

Sem suporte, precisam ser carregados no endereço 0000

É inconveniente que o endereço físico do primeiro processo de usuário seja sempre 0000

Como fazer para que não seja?

Os endereços são representados de formas diferentes em diferentes etapas da vida de um programa

Endereços no código-fonte geralmente são simbólicos
Endereços no código compilado são vinculados a endereços relocáveis

ex.: “14 bytes a partir do início deste módulo”

O linker ou o carregador vincula endereços relocáveis a endereços absolutos

ex.: 74014

Cada vinculação mapeia um espaço de endereçamento em outro

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Vinculação de Instruções e Dados à Memória

A vinculação de endereços de instruções e dados a endereços de memória pode ocorrer em três etapas diferentes

Tempo de compilação: Se a posição de memória for conhecida a priori, pode ser gerado código absoluto; é preciso recompilar o código se a posição inicial mudar
Tempo de carga: É necessário gerar código relocável se a posição de memória não for conhecida em tempo de compilação
Tempo de execução: A vinculação é adiada até o tempo de execução se o processo puder ser movido, durante sua execução, de um segmento de memória para outro

É necessário suporte de hardware para o mapeamento de endereços (ex.: registradores base e limite)

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Etapas de Processamento de um Programa de Usuário

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Espaço de Endereçamento Lógico vs. Físico

O conceito de um espaço de endereçamento lógico vinculado a um espaço de endereçamento físico separado é central para o gerenciamento adequado da memória

Endereço lógico – gerado pela CPU; também chamado de endereço virtual
Endereço físico – endereço visto pela unidade de memória

Endereços lógicos e físicos são os mesmos nos esquemas de vinculação de endereços em tempo de compilação e em tempo de carga; endereços lógicos (virtuais) e físicos diferem no esquema de vinculação de endereços em tempo de execução
Espaço de endereçamento lógico é o conjunto de todos os endereços lógicos gerados por um programa
Espaço de endereçamento físico é o conjunto de todos os endereços físicos gerados por um programa

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Unidade de Gerenciamento de Memória (MMU)

Dispositivo de hardware que, em tempo de execução, mapeia endereços virtuais em endereços físicos

Há muitos métodos possíveis, abordados no restante deste capítulo

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Unidade de Gerenciamento de Memória (Cont.)

Considere um esquema simples, que é uma generalização do esquema de registrador base.

O registrador base passa a ser chamado de registrador de relocação

O valor do registrador de relocação é somado a todo endereço gerado por um processo de usuário no momento em que ele é enviado à memória
O programa de usuário lida com endereços lógicos; ele nunca vê os endereços físicos reais

A vinculação em tempo de execução ocorre quando é feita uma referência a uma posição de memória
Endereço lógico vinculado a endereços físicos

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Unidade de Gerenciamento de Memória (Cont.)

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Alocação Contígua

A memória principal deve atender tanto ao SO quanto aos processos de usuário
Recurso limitado, deve ser alocado de forma eficiente
A alocação contígua é um dos primeiros métodos
A memória principal geralmente é dividida em duas partições:

Sistema operacional residente, geralmente mantido na memória baixa junto com o vetor de interrupções
Os processos de usuário ficam, então, na memória alta
Cada processo fica contido em uma única seção contígua de memória

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Alocação Contígua (Cont.)

Registradores de relocação são usados para proteger os processos de usuário uns dos outros e para impedir que alterem o código e os dados do sistema operacional

O registrador base contém o valor do menor endereço físico
O registrador limite contém a faixa de endereços lógicos – cada endereço lógico deve ser menor que o registrador limite
A MMU mapeia o endereço lógico dinamicamente
Isso permite ações como ter código do kernel transiente e o kernel mudar de tamanho

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Suporte de Hardware aos Registradores de Relocação e Limite

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�Partição Variável

Alocação com múltiplas partições

Grau de multiprogramação limitado pelo número de partições
Partições de tamanho variável para maior eficiência (dimensionadas de acordo com as necessidades de cada processo)
Lacuna (hole) – bloco de memória disponível; lacunas de vários tamanhos ficam espalhadas pela memória
Quando um processo chega, ele recebe memória de uma lacuna grande o suficiente para acomodá-lo
Um processo que termina libera sua partição; partições livres adjacentes são combinadas
O sistema operacional mantém informações sobre:�a) partições alocadas b) partições livres (lacunas)

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Problema de Alocação Dinâmica de Memória

First-fit: Aloca a primeira lacuna que seja grande o suficiente
Best-fit: Aloca a menor lacuna que seja grande o suficiente; é preciso percorrer toda a lista, a menos que ela esteja ordenada por tamanho

Produz a menor lacuna remanescente

Worst-fit: Aloca a maior lacuna; também é preciso percorrer toda a lista

Produz a maior lacuna remanescente

Como atender a uma requisição de tamanho n a partir de uma lista de lacunas livres?

First-fit e best-fit são melhores que worst-fit em termos de velocidade e de utilização da memória

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Fragmentação

Fragmentação externa – existe espaço total de memória suficiente para atender a uma requisição, mas ele não é contíguo
Fragmentação interna – a memória alocada pode ser ligeiramente maior que a memória requisitada; essa diferença de tamanho é memória interna a uma partição, mas que não está sendo usada
A análise do first-fit revela que, dados N blocos alocados, 0,5 N blocos são perdidos por fragmentação

1/3 pode ficar inutilizável -> regra dos 50 por cento

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Fragmentação (Cont.)

Reduz-se a fragmentação externa por meio de compactação

Reorganizar o conteúdo da memória para juntar toda a memória livre em um único bloco grande
A compactação é possível somente se a relocação for dinâmica e realizada em tempo de execução
Problema de E/S

Fixar o job na memória enquanto ele estiver envolvido em E/S
Fazer E/S somente para buffers do SO

Agora considere que o backing store tem os mesmos problemas de fragmentação

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Paginação

O espaço de endereçamento físico de um processo pode ser não contíguo; o processo recebe memória física sempre que esta estiver disponível

Evita a fragmentação externa
Evita o problema de blocos de memória de tamanhos variados

Dividir a memória física em blocos de tamanho fixo chamados frames

O tamanho é uma potência de 2, entre 512 bytes e 16 Mbytes

Dividir a memória lógica em blocos do mesmo tamanho chamados páginas
Manter o controle de todos os frames livres
Para executar um programa de tamanho N páginas, é preciso encontrar N frames livres e carregar o programa
Configurar uma tabela de páginas para traduzir endereços lógicos em físicos
O backing store também é dividido em páginas
Ainda há fragmentação interna

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Esquema de Tradução de Endereços

O endereço gerado pela CPU é dividido em:

Número da página (p) – usado como índice em uma tabela de páginas que contém o endereço base de cada página na memória física
Deslocamento na página (d) – combinado com o endereço base para definir o endereço de memória física que é enviado à unidade de memória

Para um dado espaço de endereçamento lógico 2^me tamanho de página2ⁿ

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Hardware de Paginação

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Modelo de Paginação da Memória Lógica e Física

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Exemplo de Paginação

Endereço lógico: n = 2 e m = 4. Usando um tamanho de página de 4 bytes e uma memória física de 32 bytes (8 páginas)

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Paginação -- Cálculo da fragmentação interna

Tamanho da página = 2.048 bytes
Tamanho do processo = 72.766 bytes
35 páginas + 1.086 bytes
Fragmentação interna de 2.048 - 1.086 = 962 bytes
Fragmentação no pior caso = 1 frame – 1 byte
Fragmentação média = 1 / 2 do tamanho do frame
Então, tamanhos de frame pequenos são desejáveis?
Mas cada entrada da tabela de páginas consome memória para ser mantida
Os tamanhos de página vêm crescendo ao longo do tempo

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Frames Livres

Antes da alocação

Depois da alocação

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Implementação da Tabela de Páginas

A tabela de páginas é mantida na memória principal

Registrador de base da tabela de páginas (PTBR) aponta para a tabela de páginas
Registrador de tamanho da tabela de páginas (PTLR) indica o tamanho da tabela de páginas

Nesse esquema, todo acesso a dado/instrução requer dois acessos à memória

Um para a tabela de páginas e outro para o dado / instrução

O problema dos dois acessos à memória pode ser resolvido com o uso de uma cache de hardware especial de busca rápida chamada translation look-aside buffers (TLBs).

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Translation Look-Aside Buffer

Alguns TLBs armazenam identificadores de espaço de endereçamento (ASIDs) em cada entrada do TLB – identificam unicamente cada processo para prover proteção do espaço de endereçamento desse processo

Caso contrário, é necessário esvaziar (flush) o TLB a cada troca de contexto

TLBs geralmente são pequenos (de 64 a 1.024 entradas)
Em um TLB miss, o valor é carregado no TLB para que o próximo acesso seja mais rápido

Políticas de substituição devem ser consideradas
Algumas entradas podem ser fixadas (wired down) para acesso rápido permanente

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Hardware do TLB

Memória associativa – busca paralela

Tradução de endereço (p, d)

Se p está em um registrador associativo, obtém-se o nº do frame
Caso contrário, obtém-se o nº do frame a partir da tabela de páginas na memória

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Hardware de Paginação com TLB

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Proteção de Memória

A proteção de memória é implementada associando-se um bit de proteção a cada frame para indicar se o acesso permitido é somente leitura ou leitura e escrita

Também é possível adicionar mais bits para indicar página somente de execução, e assim por diante

Bit válido-inválido associado a cada entrada da tabela de páginas:

“válido” indica que a página associada está no espaço de endereçamento lógico do processo e, portanto, é uma página legal
“inválido” indica que a página não está no espaço de endereçamento lógico do processo
Ou usar o registrador de tamanho da tabela de páginas (PTLR)

Qualquer violação resulta em um trap para o kernel

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Bit Válido (v) ou Inválido (i) em uma Tabela de Páginas

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Carregamento Dinâmico

O programa inteiro precisa estar na memória para ser executado
A rotina não é carregada até ser chamada
Melhor utilização do espaço de memória; uma rotina não utilizada nunca é carregada
Todas as rotinas são mantidas em disco em formato de carga relocável
Útil quando grandes quantidades de código são necessárias para tratar casos que ocorrem com pouca frequência
Não é necessário suporte especial do sistema operacional

Implementado ao projetar o programa
O SO pode ajudar fornecendo bibliotecas para implementar o carregamento dinâmico

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Ligação Dinâmica

Ligação estática – bibliotecas do sistema e código do programa são combinados pelo carregador na imagem binária do programa
Ligação dinâmica – ligação adiada até o tempo de execução
Um pequeno trecho de código, o stub, é usado para localizar a rotina de biblioteca apropriada residente na memória
O stub substitui a si mesmo pelo endereço da rotina e executa a rotina
O sistema operacional verifica se a rotina está no espaço de endereçamento do processo

Se não estiver no espaço de endereçamento, adiciona-a ao espaço de endereçamento

A ligação dinâmica é particularmente útil para bibliotecas
Esse sistema também é conhecido como bibliotecas compartilhadas
Considere sua aplicabilidade na atualização (patching) de bibliotecas do sistema

Pode ser necessário controle de versões

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Páginas Compartilhadas

Código compartilhado

Uma cópia de código somente leitura (reentrante) compartilhada entre processos (ex.: editores de texto, compiladores, sistemas de janelas)
Semelhante a várias threads compartilhando o mesmo espaço de processo
Também é útil para comunicação entre processos se o compartilhamento de páginas de leitura e escrita for permitido

Código e dados privados

Cada processo mantém uma cópia separada do código e dos dados
As páginas do código e dos dados privados podem aparecer em qualquer lugar do espaço de endereçamento lógico

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Exemplo de Páginas Compartilhadas

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Swapping

Um processo pode ser temporariamente retirado da memória para um backing store e, depois, trazido de volta à memória para continuar sua execução

O espaço total de memória física dos processos pode exceder a memória física

Backing store – disco rápido, grande o suficiente para acomodar cópias de todas as imagens de memória de todos os usuários; deve fornecer acesso direto a essas imagens de memória
Roll out, roll in – variante de swapping usada em algoritmos de escalonamento baseados em prioridade; um processo de menor prioridade é retirado da memória para que um processo de maior prioridade possa ser carregado e executado
A maior parte do tempo de swap é tempo de transferência; o tempo total de transferência é diretamente proporcional à quantidade de memória envolvida no swap
O sistema mantém uma fila de prontos com os processos prontos para executar cujas imagens de memória estão em disco

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Swapping (Cont.)

Um processo retirado da memória precisa ser trazido de volta para os mesmos endereços físicos?
Depende do método de vinculação de endereços

Também é preciso considerar E/S pendente de / para o espaço de memória do processo

Versões modificadas de swapping são encontradas em muitos sistemas (ex.: UNIX, Linux e Windows)

Swapping normalmente desabilitado
Ativado se mais do que uma quantidade limite de memória estiver alocada
Desabilitado novamente quando a demanda por memória cair abaixo do limite

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Visão Esquemática do Swapping

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Tempo de Troca de Contexto incluindo Swapping

Se o próximo processo a ser colocado na CPU não estiver na memória, é preciso fazer swap out de um processo e swap in do processo-alvo
O tempo de troca de contexto pode, então, ser muito alto
Swapping de um processo de 100MB para um disco rígido com taxa de transferência de 50MB/s

Tempo de swap out de 2000 ms
Mais o swap in de um processo de mesmo tamanho
Tempo total do componente de swapping da troca de contexto de 4000ms (4 segundos)

Pode ser reduzido se o tamanho da memória envolvida no swap for reduzido – sabendo quanta memória está realmente sendo usada

Chamadas de sistema para informar o SO sobre o uso de memória via request_memory() e release_memory()

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Tempo de Troca de Contexto e Swapping (Cont.)

Há também outras restrições ao swapping

E/S pendente – não é possível fazer swap out, pois a E/S ocorreria no processo errado
Ou sempre transferir a E/S para o espaço do kernel e, depois, para o dispositivo de E/S

Conhecido como double buffering, adiciona overhead

O swapping padrão não é usado em sistemas operacionais modernos

Mas uma versão modificada é comum

Fazer swap somente quando a memória livre estiver extremamente baixa

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Swapping em Sistemas Móveis

Normalmente não é suportado

Baseados em memória flash

Pouco espaço
Número limitado de ciclos de escrita
Throughput baixo entre a memória flash e a CPU em plataformas móveis

Em vez disso, usam outros métodos para liberar memória quando ela está baixa

O iOS pede aos aplicativos que liberem voluntariamente a memória alocada

Dados somente leitura são descartados e recarregados da memória flash, se necessário
Não liberar memória pode resultar em encerramento

O Android encerra aplicativos se houver pouca memória livre, mas antes grava o estado da aplicação na memória flash para permitir um reinício rápido

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Swapping com Paginação

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Fundamentos

O código precisa estar na memória para ser executado, mas o programa inteiro raramente é usado

Código de tratamento de erros, rotinas incomuns, grandes estruturas de dados

O código do programa inteiro não é necessário ao mesmo tempo
Considere a capacidade de executar um programa parcialmente carregado

O programa não fica mais restrito aos limites da memória física
Cada programa ocupa menos memória durante a execução -> mais programas executam ao mesmo tempo

Aumento da utilização da CPU e do throughput sem aumento do tempo de resposta ou do tempo de turnaround

Menos E/S necessária para carregar ou fazer swap de programas na memória -> cada programa de usuário executa mais rápido

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Memória virtual

Memória virtual – separação entre a memória lógica do usuário e a memória física

Apenas parte do programa precisa estar na memória para execução
O espaço de endereçamento lógico pode, portanto, ser muito maior que o espaço de endereçamento físico
Permite que espaços de endereçamento sejam compartilhados por vários processos
Permite a criação de processos de forma mais eficiente
Mais programas executando concorrentemente
Menos E/S necessária para carregar ou fazer swap de processos

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Memória virtual (Cont.)

Espaço de endereçamento virtual – visão lógica de como o processo é armazenado na memória

Geralmente começa no endereço 0, com endereços contíguos até o fim do espaço
Enquanto isso, a memória física é organizada em frames de página
A MMU deve mapear endereços lógicos em físicos

A memória virtual pode ser implementada via:

Paginação sob demanda
Segmentação sob demanda

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Memória Virtual Maior que a Memória Física

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Espaço de Endereçamento Virtual

Geralmente, o espaço de endereçamento lógico é projetado para que a pilha comece no endereço lógico máximo e cresça “para baixo”, enquanto o heap cresce “para cima”

Maximiza o uso do espaço de endereçamento
O espaço de endereçamento não utilizado entre os dois é uma lacuna

Nenhuma memória física é necessária até que o heap ou a pilha cresça para uma nova página

Permite espaços de endereçamento esparsos com lacunas deixadas para crescimento, bibliotecas ligadas dinamicamente etc.
Bibliotecas do sistema compartilhadas por meio de mapeamento no espaço de endereçamento virtual
Memória compartilhada por meio do mapeamento de páginas de leitura e escrita no espaço de endereçamento virtual
Páginas podem ser compartilhadas durante o fork(), agilizando a criação de processos

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Biblioteca Compartilhada com Memória Virtual

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Paginação sob Demanda

Poderia trazer o processo inteiro para a memória no momento da carga
Ou trazer uma página para a memória somente quando ela for necessária

Menos E/S necessária, nenhuma E/S desnecessária
Menos memória necessária
Resposta mais rápida
Mais usuários

Semelhante a um sistema de paginação com swapping
Página é necessária ⇒ referência a ela

referência inválida ⇒ abortar
não está na memória ⇒ trazer para a memória

Lazy swapper – nunca traz uma página para a memória, a menos que ela vá ser necessária

Um swapper que lida com páginas é um paginador (pager)

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Paginação sob Demanda

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Conceitos Básicos

Com swapping, o paginador tenta adivinhar quais páginas serão usadas antes de o processo ser retirado da memória novamente
Em vez disso, o paginador traz para a memória apenas essas páginas
Como determinar esse conjunto de páginas?

É necessária uma nova funcionalidade da MMU para implementar a paginação sob demanda

Se as páginas necessárias já estiverem residentes na memória

Não há diferença em relação à paginação que não é sob demanda

Se a página for necessária e não estiver residente na memória

É necessário detectá-la e carregá-la do armazenamento para a memória

Sem alterar o comportamento do programa
Sem que o programador precise alterar o código

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Bit Válido-Inválido

A cada entrada da tabela de páginas é associado um bit válido–inválido�(v ⇒ na memória – residente na memória, i ⇒ não está na memória)
Inicialmente, o bit válido–inválido é definido como i em todas as entradas
Exemplo de um instante de uma tabela de páginas:��
Durante a tradução de endereços pela MMU, se o bit válido–inválido na entrada da tabela de páginas for i ⇒ page fault

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Tabela de Páginas Quando Algumas Páginas Não Estão�na Memória Principal

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Etapas no Tratamento de um Page Fault

Se houver uma referência a uma página, a primeira referência a ela gerará um trap para o sistema operacional

Page fault

O sistema operacional consulta outra tabela para decidir:

Referência inválida ⇒ abortar
Apenas não está na memória

Encontrar um frame livre
Fazer swap da página para o frame por meio de uma operação de disco escalonada
Atualizar as tabelas para indicar que a página agora está na memória�Definir bit de validação = v
Reiniciar a instrução que causou o page fault

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Etapas no Tratamento de um Page Fault (Cont.)

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Aspectos da Paginação sob Demanda

Caso extremo – iniciar o processo com nenhuma página na memória

O SO define o ponteiro de instrução para a primeira instrução do processo, não residente na memória -> page fault
E o mesmo para todas as outras páginas do processo no primeiro acesso
Paginação sob demanda pura

Na verdade, uma única instrução pode acessar várias páginas -> vários page faults

Considere a busca e a decodificação de uma instrução que soma 2 números da memória e armazena o resultado de volta na memória
O problema é atenuado graças à localidade de referência

Suporte de hardware necessário para a paginação sob demanda

Tabela de páginas com bit válido / inválido
Memória secundária (dispositivo de swap com espaço de swap)
Reinício de instrução

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Lista de Frames Livres

Quando ocorre um page fault, o sistema operacional deve trazer a página desejada do armazenamento secundário para a memória principal.
A maioria dos sistemas operacionais mantém uma lista de frames livres -- um pool de frames livres para atender a essas requisições.

Os sistemas operacionais geralmente alocam frames livres usando uma técnica conhecida como zero-fill-on-demand -- o conteúdo dos frames é zerado antes de serem alocados.
Quando o sistema é iniciado, toda a memória disponível é colocada na lista de frames livres.

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�Etapas da Paginação sob Demanda – Pior Caso

Trap para o sistema operacional
Salvar os registradores do usuário e o estado do processo
Determinar que a interrupção foi um page fault
Verificar se a referência à página era legal e determinar a localização da página no disco
Emitir uma leitura do disco para um frame livre:

Aguardar em uma fila deste dispositivo até que a requisição de leitura seja atendida
Aguardar o tempo de seek e/ou de latência do dispositivo
Iniciar a transferência da página para um frame livre

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Etapas da Paginação sob Demanda (Cont.)

Enquanto espera, alocar a CPU a algum outro usuário
Receber uma interrupção do subsistema de entrada e saída do disco (E/S concluída)
Salvar os registradores e o estado do processo do outro usuário
Determinar que a interrupção veio do disco
Corrigir a tabela de páginas e as demais tabelas para indicar que a página agora está na memória
Aguardar que a CPU seja alocada novamente a este processo
Restaurar os registradores do usuário, o estado do processo e a nova tabela de páginas e, então, retomar a instrução interrompida

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Desempenho da Paginação sob Demanda

Três atividades principais

Atender à interrupção – com codificação cuidadosa, são necessárias apenas algumas centenas de instruções
Ler a página – muito tempo
Reiniciar o processo – novamente, apenas uma pequena quantidade de tempo

Taxa de page faults 0 ≤ p ≤ 1

se p = 0, não há page faults
se p = 1, toda referência gera um page fault

Tempo de Acesso Efetivo (EAT)

EAT = (1 – p) x acesso à memória

+ p (overhead do page fault

+ swap out da página

+ swap in da página )

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Exemplo de Paginação sob Demanda

Tempo de acesso à memória = 200 nanossegundos
Tempo médio de serviço de um page fault = 8 milissegundos
EAT = (1 – p) x 200 + p (8 milissegundos)

= (1 – p x 200 + p x 8.000.000

= 200 + p x 7.999.800

Se um a cada 1.000 acessos causar um page fault, então

EAT = 8,2 microssegundos.

Isso representa uma desaceleração por um fator de 40!!

Se quisermos degradação de desempenho < 10 por cento

220 > 200 + 7.999.800 x p�20 > 7.999.800 x p
p < 0,0000025
< um page fault a cada 400.000 acessos à memória

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Otimizações da Paginação sob Demanda

E/S no espaço de swap é mais rápida que E/S no sistema de arquivos, mesmo que no mesmo dispositivo

O swap é alocado em blocos maiores, exigindo menos gerenciamento que o sistema de arquivos

Copiar a imagem inteira do processo para o espaço de swap no momento da carga do processo

Em seguida, fazer page in e page out a partir do espaço de swap
Usado em versões antigas do BSD Unix

Fazer page in sob demanda a partir do binário do programa em disco, mas descartar a página em vez de fazer page out ao liberar o frame

Usado no Solaris e no BSD atual
Ainda é necessário gravar no espaço de swap

Páginas não associadas a um arquivo (como pilha e heap) – memória anônima
Páginas modificadas na memória, mas ainda não gravadas de volta no sistema de arquivos

Sistemas móveis

Normalmente não suportam swapping
Em vez disso, fazem paginação sob demanda a partir do sistema de arquivos e recuperam páginas somente leitura (como código)

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Copy-on-Write

Copy-on-Write (COW) permite que os processos pai e filho inicialmente compartilhem as mesmas páginas na memória

Se qualquer um dos processos modificar uma página compartilhada, somente então a página é copiada

O COW permite a criação de processos de forma mais eficiente, pois apenas as páginas modificadas são copiadas
Em geral, páginas livres são alocadas a partir de um pool de páginas zero-fill-on-demand

O pool deve sempre ter frames livres para a execução rápida da paginação sob demanda

Não queremos ter que liberar um frame além do restante do processamento no page fault

Por que zerar uma página antes de alocá-la?

A variação vfork() da chamada de sistema fork() suspende o pai, e o filho usa o espaço de endereçamento do pai com copy-on-write

Projetada para que o filho chame exec()
Muito eficiente

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Antes de o Processo 1 Modificar a Página C

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Depois de o Processo 1 Modificar a Página C

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O Que Acontece Se Não Houver Frame Livre?

Ocupados por páginas de processos
Também demandados pelo kernel, buffers de E/S etc.
Quanto alocar para cada um?
Substituição de páginas – encontrar alguma página na memória que não esteja realmente em uso e retirá-la da memória

Algoritmo – encerrar? fazer swap out? substituir a página?
Desempenho – queremos um algoritmo que resulte no número mínimo de page faults

A mesma página pode ser trazida para a memória várias vezes

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Substituição de Páginas

Evitar a superalocação de memória modificando a rotina de tratamento de page faults para incluir a substituição de páginas
Usar o bit de modificação (dirty) para reduzir o overhead das transferências de páginas – apenas páginas modificadas são gravadas em disco
A substituição de páginas completa a separação entre memória lógica e memória física – uma memória virtual grande pode ser oferecida sobre uma memória física menor

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Necessidade de Substituição de Páginas

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Substituição de Páginas Básica

Encontrar a localização da página desejada no disco
Encontrar um frame livre:� - Se houver um frame livre, usá-lo� - Se não houver frame livre, usar um algoritmo de substituição de páginas para selecionar um frame vítima� - Gravar o frame vítima em disco se ele estiver sujo
Trazer a página desejada para o frame (recém-)liberado; atualizar as tabelas de páginas e de frames
Continuar o processo reiniciando a instrução que causou o trap

Observe que agora há potencialmente 2 transferências de página por page fault – aumentando o EAT

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Substituição de Páginas

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Algoritmos de Substituição de Páginas e de Frames

Algoritmo de alocação de frames determina

Quantos frames dar a cada processo
Quais frames substituir

Algoritmo de substituição de páginas

Busca-se a menor taxa de page faults tanto no primeiro acesso quanto em novos acessos

Avalia-se o algoritmo executando-o sobre uma sequência específica de referências à memória e calculando o número de page faults nessa sequência

A sequência contém apenas números de página, não endereços completos
Acessos repetidos à mesma página não causam page fault
Os resultados dependem do número de frames disponíveis

Em todos os nossos exemplos, a sequência de referências de números de páginas referenciadas é

7,0,1,2,0,3,0,4,2,3,0,3,2,1,2,0,1,7,0,1

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Algoritmo First-In-First-Out (FIFO)

Sequência de referências: 7,0,1,2,0,3,0,4,2,3,0,3,2,1,2,0,1,7,0,1
3 frames (3 páginas podem estar na memória ao mesmo tempo por processo)

�

Pode variar conforme a sequência de referências: considere 1,2,3,4,1,2,5,1,2,3,4,5

Adicionar mais frames pode causar mais page faults!

Anomalia de Belady

Como acompanhar a idade das páginas?

Basta usar uma fila FIFO

15 page faults

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FIFO Ilustrando a Anomalia de Belady

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Algoritmo Ótimo

Substituir a página que não será usada pelo maior período de tempo

9 é o valor ótimo para o exemplo

Como saber isso?

Não é possível ler o futuro

Usado para medir o quão bem o seu algoritmo se comporta

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Algoritmo Least Recently Used (LRU)

Usar o conhecimento do passado em vez do futuro
Substituir a página que não é usada há mais tempo
Associar a cada página o instante de seu último uso

12 page faults – melhor que FIFO, mas pior que OPT
Em geral, é um bom algoritmo e é usado com frequência
Mas como implementá-lo?

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Algoritmo LRU (Cont.)

Implementação com contadores

Cada entrada de página tem um contador; toda vez que a página é referenciada por meio dessa entrada, copia-se o relógio para o contador
Quando uma página precisa ser substituída, verificam-se os contadores para encontrar o menor valor

É necessário percorrer a tabela

Implementação com pilha

Manter uma pilha de números de página na forma de uma lista duplamente encadeada:
Página referenciada:

movê-la para o topo
requer a alteração de 6 ponteiros

Mas cada atualização é mais cara
Não há busca para a substituição

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Algoritmo LRU (Cont.)

LRU e OPT são casos de algoritmos de pilha que não apresentam a Anomalia de Belady
Uso de uma Pilha para Registrar as Referências de Página Mais Recentes

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Algoritmos de Aproximação do LRU

O LRU requer hardware especial e ainda é lento
Bit de referência

Associar um bit a cada página, inicialmente = 0
Quando a página é referenciada, o bit é definido como 1
Substituir qualquer página com bit de referência = 0 (se existir)

No entanto, não sabemos a ordem

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Algoritmos de Aproximação do LRU (cont.)

Algoritmo da segunda chance

Em geral, FIFO mais o bit de referência fornecido pelo hardware
Também chamada de substituição Clock
Se a página a ser substituída tiver

Bit de referência = 0 -> substituí-la
bit de referência = 1, então:

definir o bit de referência como 0 e deixar a página na memória
substituir a próxima página, sujeita às mesmas regras

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�Algoritmo da Segunda Chance

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Algoritmo da Segunda Chance Aprimorado

Melhorar o algoritmo usando em conjunto o bit de referência e o bit de modificação (se disponível)
Considerar o par ordenado (referência, modificação):

(0, 0) nem usada recentemente nem modificada – melhor página para substituir
(0, 1) não usada recentemente, mas modificada – não tão boa, precisa ser gravada antes da substituição
(1, 0) usada recentemente, mas limpa – provavelmente será usada novamente em breve
(1, 1) usada recentemente e modificada – provavelmente será usada novamente em breve e precisa ser gravada antes da substituição

Quando a substituição de páginas for necessária, usar o esquema clock, mas com as quatro classes: substituir uma página da classe não vazia mais baixa

Pode ser necessário percorrer a fila circular várias vezes

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Algoritmos de Contagem

Manter um contador do número de referências feitas a cada página

Não é comum

Algoritmo Least Frequently Used (LFU):

Substitui a página com a menor contagem

Algoritmo Most Frequently Used (MFU):

Baseado no argumento de que a página com a menor contagem provavelmente acabou de ser trazida e ainda será usada

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Algoritmos de Buffering de Páginas

Manter sempre um pool de frames livres

Assim, há um frame disponível quando necessário, sem precisar procurá-lo no momento do page fault
Ler a página para um frame livre e selecionar uma vítima para remover e adicionar ao pool livre
Quando for conveniente, remover a vítima

Possivelmente, manter uma lista de páginas modificadas

Quando o backing store estiver ocioso, gravar as páginas nele e marcá-las como limpas

Possivelmente, manter intacto o conteúdo dos frames livres e registrar o que há neles

Se forem referenciados novamente antes de serem reutilizados, não é necessário carregar o conteúdo novamente do disco
Em geral, útil para reduzir a penalidade caso o frame vítima errado seja selecionado

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Aplicações e Substituição de Páginas

Todos esses algoritmos fazem o SO tentar adivinhar os acessos futuros às páginas
Algumas aplicações têm conhecimento melhor – ex.: bancos de dados
Aplicações que usam memória intensivamente podem causar double buffering

O SO mantém uma cópia da página na memória como buffer de E/S
A aplicação mantém a página na memória para seu próprio trabalho

O sistema operacional pode dar acesso direto ao disco, saindo do caminho das aplicações

Modo raw disk

Evita buffering, locking etc.

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Alocação de Frames

Cada processo precisa de um número mínimo de frames
Exemplo: IBM 370 – 6 páginas para tratar a instrução SS MOVE:

a instrução tem 6 bytes, podendo ocupar 2 páginas
2 páginas para tratar a origem
2 páginas para tratar o destino

O máximo, naturalmente, é o total de frames do sistema
Dois esquemas principais de alocação

alocação fixa
alocação por prioridade

Muitas variações

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Alocação Fixa

Alocação igualitária – Por exemplo, se houver 100 frames (após alocar frames para o SO) e 5 processos, dar 20 frames a cada processo

Manter alguns como pool de buffer de frames livres

Alocação proporcional – Alocar de acordo com o tamanho do processo

Dinâmica, conforme o grau de multiprogramação e os tamanhos dos processos mudam

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Alocação Global vs. Local

Substituição global – o processo seleciona um frame para substituição a partir do conjunto de todos os frames; um processo pode tomar um frame de outro

Mas, então, o tempo de execução do processo pode variar muito
Mas oferece maior throughput, por isso é mais comum

Substituição local – cada processo seleciona apenas a partir de seu próprio conjunto de frames alocados

Desempenho por processo mais consistente
Mas a memória pode ficar subutilizada

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Thrashing

Se um processo não tem páginas “suficientes”, a taxa de page faults é muito alta

Page fault para obter uma página
Substitui um frame existente
Mas logo precisa do frame substituído de volta
Isso leva a:

Baixa utilização da CPU
O sistema operacional achar que precisa aumentar o grau de multiprogramação
Outro processo é adicionado ao sistema�

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Thrashing (Cont.)

Thrashing. Um processo fica ocupado fazendo swap de páginas para dentro e para fora da memória

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Paginação sob Demanda e Thrashing

Por que a paginação sob demanda funciona?

� Modelo de localidade

O processo migra de uma localidade para outra
Localidades podem se sobrepor

Por que o thrashing ocorre?

� Σ tamanho da localidade > tamanho total da memória

Limitar os efeitos usando substituição de páginas local ou por prioridade

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Localidade em um Padrão de Referências à Memória

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Frequência de Page Faults

Estabelecer uma taxa de frequência de page faults (PFF) “aceitável” e usar uma política de substituição local

Se a taxa real for muito baixa, o processo perde um frame
Se a taxa real for muito alta, o processo ganha um frame

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Pré-paginação

Para reduzir o grande número de page faults que ocorre na inicialização de um processo
Pré-paginar todas ou algumas das páginas de que um processo precisará, antes que elas sejam referenciadas
Mas, se as páginas pré-paginadas não forem usadas, E/S e memória terão sido desperdiçadas
Suponha que s páginas sejam pré-paginadas e que uma fração α dessas páginas seja usada

O custo de s * α page faults evitados é > ou < que o custo da pré-paginação de �s * (1- α) páginas desnecessárias?
α próximo de zero ⇒ a pré-paginação perde

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Tamanho de Página

Às vezes, os projetistas de SO podem escolher

Especialmente se executar em uma CPU projetada sob medida

A escolha do tamanho de página deve levar em consideração:

Fragmentação
Tamanho da tabela de páginas
Resolução
Overhead de E/S
Número de page faults
Localidade
Tamanho e eficácia do TLB

Sempre potência de 2, geralmente na faixa de 2¹² (4.096 bytes) a 2²² (4.194.304 bytes)
Em média, vem crescendo ao longo do tempo

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Alcance do TLB

Alcance do TLB - A quantidade de memória acessível a partir do TLB
Alcance do TLB = (Tamanho do TLB) X (Tamanho da Página)
Idealmente, o working set de cada processo é armazenado no TLB

Caso contrário, há um alto índice de page faults

Aumentar o Tamanho da Página

Isso pode levar a um aumento da fragmentação, pois nem todas as aplicações precisam de um tamanho de página grande

Oferecer Vários Tamanhos de Página

Isso permite que aplicações que precisam de tamanhos de página maiores tenham a oportunidade de usá-los sem aumento da fragmentação

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Estrutura do Programa

Estrutura do programa

int[128,128] data;
Cada linha é armazenada em uma página
Programa 1

for (j = 0; j <128; j++)� for (i = 0; i < 128; i++)� data[i,j] = 0;�

128 x 128 = 16.384 page faults �

Programa 2

for (i = 0; i < 128; i++)� for (j = 0; j < 128; j++)� data[i,j] = 0;

�128 page faults

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Interlock de E/S

Interlock de E/S – Às vezes, páginas precisam ser travadas na memória
Considere a E/S - páginas usadas para copiar um arquivo de um dispositivo devem ser travadas para não serem selecionadas para remoção por um algoritmo de substituição de páginas
Pinning de páginas para travá-las na memória

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Windows

Usa paginação sob demanda com clustering. O clustering traz para a memória as páginas ao redor da página que gerou o page fault
Aos processos são atribuídos um working set mínimo e um working set máximo
O working set mínimo é o número mínimo de páginas que o processo tem a garantia de manter na memória
Um processo pode receber páginas até o limite de seu working set máximo
Quando a quantidade de memória livre no sistema cai abaixo de um limite, a redução automática do working set é executada para restaurar a quantidade de memória livre
A redução do working set remove páginas de processos que têm páginas além de seu working set mínimo

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Bibliografia

Capítulo 3.

Capítulos 9 e 10.

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