SOII_Aula007_08012013

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SISTEMA OPERACIONAL II – AULA 7 - 08/01/2013 
 
Elaborado por Luciana SA Amancio Página 1 
 
AULA DE HOJE 
 
Onde fica o Sistema Operacional na paginação? O SO tem que ocupar de alguma forma a memória 
verdadeira. Mas, na memória lógica onde ele fica? Como ele vai ocupa-la? 
 
1ª abordagem para tratar esta questão: 
 
A) O SO estar na sua própria memória lógica 
 
Quando o SO executa ele executa a memória logica dele. Esta estrutura não é muito utilizada porque 
ela tem um problema na maior parte de HW de desempenho que tem haver com a TLB. A Figura 1 
mostra a disposição do SO na sua memória lógica e a sua ocupação na memória física. 
 
 
Figura 1 
 
Vimos anteriormente que a TLB é uma estrutura da Tabela de Paginas. Ela guarda o numero da pagina 
logica. A Figura 2 mostra a TLB do SO. 
 
 
Figura 2 
 
Quando o processo começa a rodar a TLB não tem dado nenhum e é preenchida conforme as paginas 
logicas vão sendo acessadas. Digamos que o processo 1 mostrado na Figura 1 tenha rodado um pouco 
e o HW já preencheu a TLB com alguma informação do processo 1. Por exemplo, a pagina logica 0 
está na página física 2 (executável e não alterável). A pagina logica 2 está na pagina física 4 (não 
executável e alterável). E assim por diante. Assim a conversão pode ser feita via TLB que é mais 
rápido. 
 
Quando o código do processo esta rodando o HW faz as conversões na tabela de paginas do processo e 
os dados de conversão são colocados na TLB. A questão é a seguinte de tempos em tempos ocorrem 
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interrupções. Tem interrupções motivadas por eventos de HW e também o SO entra em execução não 
só para tratar a interrupção, mas também porque o processo faz chamadas ao SO. 
 
Nesse caso em que o SO tem a memória logica só dele quando ele entra em execução seja porque 
ocorreu uma interrupção sela porque um processo fez uma chamada ao SO. O SO precisa rodar o 
código dele e acessar a memoria logica dele. Só que a memoria logica dele tem outra memória física. 
A pagina logica 0 do Processo 1 está na pagina física 2 e a pagina logica 0 do SO está na pagina física 
1. 
 
Então as conversões que se encontram na TLB elas são validas enquanto o código do processo 1 
estiver executando. Se entrar em execução o código do SO as conversões que se encontram na TLB 
não vão mais para o local correto estão erradas, pois não valem para o SO. 
 
O que é feito nesse caso? Quando tem que executar código da memória logica do SO o HW tem 
também que esvaziar o conteúdo que está na TLB porque ele não é valido para a memoria logica do 
SO. Este conteúdo era valido somente para o processo 1. 
 
Conclusão quando ocorre uma interrupção ou quando um processo chama o SO o HW precisa limpar o 
conteúdo da TLB. Este tipo de TLB tem que ser limpa ao trocar o processo ser executado. E as 
conversões do outro processo, nesse caso, do SO são colocadas na TLB. 
 
Qual é o problema dessa solução? O problema é que toda vez que é preciso esvaziar a TLB. As 
conversões seguintes são feitas usando a Tabela de paginas daquele momento. Isto também acontece 
quando o processo em execução é trocado. 
 
Como cada processo tem a sua memoria logica diferente quando o SO escalona outro processo é 
necessário esvaziar a TLB. Quando outro processo entrar em execução primeiramente as conversões 
são feitas via Tabela de paginas e só depois e preenchida a TLB que passa ser usada pelo HW para 
realizar as conversões. 
 
A memoria logica do SO e independente da memoria logica do Processo. Quando ocorre uma chamada 
ao SO ou quando ocorre uma interrupção o SO passa a executar mais devagar, pois as conversões de 
pagina logica para pagina física tem que ser feitas via Tabela de Páginas. 
 
É muito mais frequente o SO entrar em execução do que outro processo. Tipicamente o que acontece 
para outro processo entrar em execução? O processo fica bloqueado ou acaba o time sline. Que é uma 
coisa que não ocorre muitas vezes por segundo ocorre algumas vezes. Já as interrupções e chamadas ao 
SO podem ocorrer centenas por segundo. É um numero muito maior. 
 
Só um tipo de interrupção que é a interrupção chamada de relógio ela ocorre 100 por segundo. Esta 
interrupção existe para tratar as coisas que tem haver com o tempo. Por exemplo, a manutenção da 
hora atual, o time line. 
 
Existe também outro relógio na maquina, mas ele é consultado só quando a maquina dá o boot depois 
disso quem controla a hora e sabe que horas são é a interrupção de relógio. 
 
Aconteceram 10 interrupções de relógio em um segundo e é o mesmo processo que esta em execução 
então ele é retirado da CPU e outro processo é escalonado para executar. 
 
 
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É muito mais frequente o código do SO entrar em execução do que o código do processo. O processo 
pode fazer varias chamadas ao SO. A cada chamada ao SO tem que rodar o código do SO. Nessa 
execução vai ter que fazer o que a cada chamada ao SO? O HW vai ter que limpar o conteúdo da TLB. 
O HW ao executar o código do SO tem que fazer as conversões de paginas e colocar na TLB. 
 
Alguns HW tem outro tipo de TLB nomeada TLB com o Nº do Processo. 
 
 
Figura 4 
 
Então além destes campos convencionais que a TLB tinha agora tem outro o Nº do Processo. O 
processo 1 começou a executar agora e a TLB está fazia. Então o HW faz as conversões via Tabela de 
páginas e preenche a TLB aos poucos com as conversões do processo 1. A Figura 4 contém as 
conversões realizadas pelo HW MMU do processo1. Ocorreu uma interrupção ou uma chamada do 
SO. Então tem que executar o código do Sistema Operacional. Tem que mudar a memoria logica 
típica. Só que neste tipo de TLB não precisa limpar o conteúdo que está na TLB. 
 
Nesse tipo de TLB como tem o campo Nº do Processo que diz de que tabela veio a conversão não 
precisa limpar o conteúdo que está na TLB. Quando ocorre uma interrupção ou é feita uma chamada 
ao SO e ele tem que executar. Como não tem que limpar a TLB é só executar o conteúdo do SO. A 
Figura 4 mostra as conversões do SO cujo Nº do Processo é o zero. 
 
Acaba a interrupção e a próxima vez que ocorrer uma interrupção e estiver que entrar em execução o 
SO é possível e muito provável que ainda tenha na TLB dados de conversão a respeito do SO. Então é 
provável quando o SO voltar a executar o HW pode usar conversões que ainda estão na TLB. Logo, o 
SO volta a executar de forma mais rápida, pois o HW encontra as conversões na TLB. A execução 
posterior do SO é mais rápida. Não precisa fazer conversões usando tabela de paginas que é mais lenta. 
 
Esta solução de ter o SO na memoria logica dele é uma solução que tem perda de desempenho caso o 
seja o HW uma TLB do tipo convencional. Mas se o HW tiver uma TLB que tem dois processos tudo 
bem não é uma coisa que seja ruim porque quando o SO entra em execução (por interrupção ou 
chamada ao SO) a TLB não tem que ser esvaziada. Ela é capaz de ter conversões das duas memorias 
logicas do processo e do SO. 
 
TLB vazia é mais lenta, pois as conversões tem que ser feitas via Tabela de Pagina. Este tipo de TLB é 
melhor do que a outra, pois não tem perda de desempenho. Não é comum ter TLB desse tipo. Mas 
existe outra solução que é mais simples de implementar. 
 
 
 
 
 
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B) Na memória lógica de todos os processos 
 
Conforme mostra a Figura 5 o SO não tem um memoria logica só para ele. Ele está em todos os 
processos. Nessa configuração acontece o seguinte é que cada processo não ocupa todo o intervalo da 
memoria logica. A ideia que se tinha de que a memoria era todo do processo nesse caso não existe. O 
SO coloca as áreas do processo na região da Figura 5. Na estrutura existe um limite para colocaras 
áreas do processo, pois na parte de cima vai ficar o SO. 
 
O SO fica nessa parte em qualquer processo conforme mostra a Figura 5. É o mesmo SO em ambos os 
processos. Isso é possível porque as paginas logicas que estão nos processos apontam para as mesmas 
pagina físicas do SO. 
 
 
Figura 5 
Nesse exemplo, o limite para ter conteúdo do processo na memória lógica é a página lógica 7. 
 
Por exemplo, o dados do SO da pagina logica 9 do processo 1 estão na memoria física 10. Os dados do 
SO processo 2 também estão no mesmo lugar. Desse jeito apesar do SO está presente em n memórias 
logicas distintas não se gasta memoria física em todos esses casos. Pois em toda memoria logica de 
todo processo a parte cima que está o SO referencia as mesmas paginas físicas. Conclusão o SO da 
memória lógica de P1 e P2 está no mesmo lugar físico. 
 
Este é um artificio que se faz para dar a impressão que o SO esta presente em toda memoria logica. Na 
memoria verdadeira que é a memoria física o SO está somente em três paginas. 
 
Esse é o mesmo mecanismo que é utilizado na DLL na compactação. Biblioteca compartilhada. O 
mecanismo diz você ter a biblioteca compartilhada em um processo e em outro processo. Em ambos o 
SO faz referencia as mesmas paginas físicas. Então esse é o mesmo mecanismo só que agora esta 
sendo no próprio sistema operacional. 
 
 Com este mecanismo isso funciona. Essa solução do SO está na memoria logica do Processo funciona 
bem até com a TLB mais simples que é a sem o campo Nº do Processo. 
 
O SO executa o processo 1 então guarda na TLB as conversões do processo 1. Conforme mostra a 
Figura 6. 
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Figura 6 
 
A TLB da Figura 6 é preenchida de acordo com a execução do processo 1. Este processo faz uma 
chamada ao Sistema Operacional. É preciso esvaziar a TLB para colocar o código do SO? Não, pois o 
SO está na memória do processo. A memória lógica não muda quando ocorre uma chamada ao SO ou 
uma interrupção. Quando acabar a interrupção vai precisar mudar a TLB não, pois o processo é o 
mesmo e seus dados estão na TLB. 
 
Com este mecanismo não é necessário limpar a TLB. Esta solução é a mais utilizada. A maior parte 
dos SOs trabalham assim. Windows e o Linux trabalham com esta opção, pois não gera perda de 
desempenho. A Intel trabalha assim. A TLB só é esvaziada quando troca o processo ativo e a memória 
lógica muda. 
 
PAGINAÇÃO COM USO DO DISCO OU PAGINAÇÃO SOB DEMANDA OU MEMÓRIA 
VIRTUAL 
 
A paginação em disco ocorre quando a memória física fica cheia. Conforme mostra a Figura 7 todas às 
paginas físicas estão em uso. Não tem pagina física livre na memoria verdadeira. Se precisar colocar 
um novo processo na memória física não será possível porque a memoria física está cheia. Ou se 
precisar criar uma nova pagina na memoria logica do processo 1 por uma razão qualquer, por exemplo, 
crescer a área de pilha do processo 1 ou criar uma Biblioteca compartilhada não será possível, pois não 
existe pagina física livre. 
 
Na pilha existe o topo (é um registrador) tudo que está acima do topo está ocupado e o que está abaixo 
do topo está livre. Conforme as variáveis são empilhadas o topo abaixa. Pode acontecer de o topo bater 
no limite inferior da pilha. Nesse caso o HW gera interrupção e pagina abaixo da área de pilha é válida. 
Conforme mostra Figura 7. Essa interrupção é especial e o SO vai tentar aumentar o topo da pilha, mas 
só será possível aumentar o tamanho da pilha se tiver memoria física livre. 
 
Nesse caso especifico não existe memoria física livre. Logo, não é possível de forma simples aumentar 
o tamanho da pilha do processo 1. Vai dar erro no processo o SO não conseguiu aumentar o tamanho 
da área de pilha. Para resolver esse problema a paginação precisa fazer o uso do disco. 
 
Então quando a memoria física está cheia e se precisa de mais paginas físicas livres. Entra em ação um 
mecanismo do SO de tirar paginas da memoria física e salvar em disco. Isto libera paginas físicas. 
 
O topo da pilha precisa crescer. Então gera uma interrupção. O SO vai tentar aumentar o tamanho da 
pilha, mas não consegue porque a memoria física está cheia. O SO aciona o mecanismo para salvar um 
pagina física no disco e com isso liberar pagina física na memoria. 
 
A página vitima é a pagina física escolhida para ser colocada em disco. 
 
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Figura 7 
 
Conforme mostra a Figura 7 digamos que o SO escolha a pagina física 4 para ser salva no disco. O 
conteúdo desta pagina é a pagina logica 2 do processo 1. Assim área que a pagina física 4 ocupava na 
memoria física passa a ficar livre. 
 
A Figura 8 mostra a Tabela de Páginas do Processo 1 antes de dar o problema de estouro da Pilha. 
 
 
Figura 8 
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A página logica 2 do processo 1 estava na pagina física 4 e o bit válido era 1. Quando acontece estouro 
da pilha. O SO tenta aumentar o topo da pilha e não consegue. Então ele escolhe uma página vitima 
para salvar em disco. Nesse exemplo, a pagina física 4. Ao salvar esta pagina física no disco ela não 
está mais valida. Então o campo bit Valido é alterado para 0 conforme mostra a Figura 8. 
 
Assim o SO consegue arrumar um espaço na memoria física para aumentar a pilha do processo 1. 
Conforme mostra a Figura 9. 
 
 
Figura 9 
 
Esta mesma solução é aplicada para resolver o problema de criação de um processo novo. Nesse caso 
pode ser necessário salvar mais de uma pagina física no disco para liberar espaço na memoria física e 
colocar as paginas logicas do novo processo na memória física. 
 
A Figura 10 mostra a Tabela de Páginas do Processo 1 com a nova pagina logica da pilha que foi salva 
na pagina física 4 cujo conteúdo foi salvo em disco. Observe que o bit valido da pagina logica 6 está 
ativo e o bit valido pagina logica 2 está inativo. 
 
Figura 10 
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O problema da falta de pagina física aconteceu. Foi resolvido pelo SO. E não deu erro em nenhum 
momento para o usuário. Só tem uma questão a pagina logica 2 do processo não está mais na memoria 
física. Neste momento ela é uma pagina invalida. Tem um problema caso o processo queira usar esta 
pagina logica. 
 
Por exemplo, consulta a instrução do processo 1  MOV AH, [8200] onde 8200 é o endereço lógico 
da memória lógica do P1. 
 
 
Figura 11 
 
Primeiro o que o HW vai fazer converte o endereço logico no endereço físico. Conforme mostra a 
Figura 11. Ao tentar fazer esta conversão o HW consulta a TLB se não encontrar na TLB ele consulta 
a Tabela de Páginas, mas dará erro, pois a página lógica 2 não está na memória física. Então nesse 
momento o HW gera interrupção, pois a página lógica está com o bit válido igual 0 na tabela de 
páginas, ou seja, não está na memoria física. 
 
A mesma interrupção é gerada se o processo tentar usar a pagina logica 4, pois não é uma pagina 
logica válida. Conforme mostra a Figura 10. Só que um caso é diferente do outro. Tentar usar a pagina 
logica 4 é um erro do processo, pois não tem nenhum conteúdo e tem que abortar o processo. Já por 
ouro lado ao tentar utilizar a pagina logica 2 não é um erro. Tem conteúdo nela. O processo não está 
errado. Não tem que abortar. Esta pagina só está invalida porque foi salva em disco. 
 
No entanto, a pagina logica 2 está em disco. O SO não aborta o processo. O tratamento da interrupção 
é para trazer a página lógica para memória física. 
 
A Figura 12 mostra onde começa é termina cada área do processo. O SO consulta esta tabela para 
saber as páginas lógicas que estão em disco. 
 
 
Figura 12 
 
Ao consultar esta tabela o SO sabe que a pagina logica 2 pertencea área de dados do processo 1. Então 
o acesso a pagina logica 4 o tratamento da interrupção é para abortar o processo. Já o acesso a pagina 
logica 2 não, pois ela pertence a área de dados do processo 1. Então o trabalho do SO ao tratar a 
interrupção é colocar de novo na memoria a pagina logica 2. 
 
No entanto, a memoria física continua cheia. E para trazer a pagina logica 2 para memoria física tem 
que ser feito o mesmo mecanismo de escolher uma outra pagina vitima, salvar em disco e trazer a 
pagina logica 2 para o lugar da pagina vitima que foi salvo em disco. 
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Figura 13 
 
Digamos agora que o SO escolha a pagina física 8 que contém o conteúdo da pagina logica 7 do 
processo 1. Conforme mostra a Figura 13. O SO altera na Tabela de Paginas do Processo 1 o bit valido 
da pagina logica 7 para 0. Conforme mostra a Figura 14. E a pagina física 8 fica livre e o SO consegue 
trazer para memória a pagina logica 2. 
 
 
Figura 14 
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A pagina física 8 agora está com o conteúdo da pagina logica 2. O SO ajusta na tabela de paginas o 
novo numero da pagina física da pagina logica 2 e altera o bit invalido para valido dessa pagina. 
 
 
Figura 15 
 
A Figura 15 mostra o resumo do que aconteceu. Primeiro foi preciso aumentar a área de pilha e ao 
tratar a interrupção gerada o SO salvou a pagina logica 2 de P1 no disco. Segundo o SO precisou trazer 
para memória esta pagina logica. Então o SO escolheu outra pagina vitima para salvar em disco. 
Terceiro trouxe para a pagina física da pagina física a pagina logica 2 de P1. 
 
Durante o tratamento da interrupção o SO coloca a pagina logica 2 de volta na memória física quando 
o tratamento da interrupção termina. A instrução gerou a interrupção é reiniciada. Dessa vez, a 
conversão do endereço logico no endereço físico é realizada com sucesso. Tudo isso ocorreu sem dá 
erro para o usuário, pois funciona com transparência. 
 
 
Figura 16 
 
Enquanto a memoria física fica cheia ocorre uma troca de páginas. Este mecanismo também é 
chamado de SWAP de páginas. Ele é parecido com o SWAP de processos a diferença do SWAP de 
1 
3 
2 
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páginas para o SWAP de processos é o que vai para o disco não é o processo inteiro, mas sim uma 
pagina logica do processo. 
 
Vantagens desse tipo de paginação 
 
Qual a vantagem de levar uma pagina só para o disco? É mais rápida. E se uma pagina do processo for 
salva em disco impedi do processo continuar executando. No SWAP de processo quando um processo 
é salvo em disco muda o estado dele. No SWAP de paginas ao salvar uma pagina no disco não muda o 
estado do processo. O processo só não entrara em execução se tentar executar uma pagina que foi salva 
em disco. Mas, enquanto executar paginas validas funciona normalmente. Esta é uma vantagem 
importante do SWAP de paginas. 
 
Outra vantagem é em relação ao tamanho. Na paginação como todas paginas tem o mesmo tamanho se 
precisou liberar espaço na memória física pode escolher qualquer um pagina física para ser salva em 
disco que está bom, pois tem o mesmo tamanho da pagina logica. 
 
No SWAP de processos se um usuário quer usar em certo processo que está em disco. O processo tem 
um tamanho e não é necessariamente igual a outro processo na memória. Então as vezes para trazer um 
processo para memoria é necessário talvez salvar três processos em disco. 
 
No exemplo citado acima do estouro de pilha no momento que o SO trata a interrupção gerada na 
execução do processo 1. O processo 1 para de executar. A interrupção desse exemplo fez duas coisas 
salvou a pagina vitima (pagina logica 7) e depois teve que mandar lê página logica 2. Então fez dois 
acesso ao disco durante o tratamento dessa interrupção. 
 
O acesso ao disco é uma coisa meio lento. O tempo que demora para ler o conteúdo do disco nesse 
tempo dá para executar milhões de instruções. É importante não desperdiçar a CPU enquanto o disco 
lê o conteúdo. Nesse exemplo é interessante que o SO escalone outro processo para executar e isso é 
feito. 
 
Quando o processo manda lê um arquivo no disco o SO bloqueia o processo e coloca outro processo 
em execução. No exemplo como tem que lê do disco a pagina logica 2 e o disco é lento. O SO 
bloqueia o processo e escalona outro para executar. 
 
Desvantagem desse tipo de paginação 
 
A paginação embora seja transparente para o usuário. Além de demorar mais ele introduz bloqueios no 
processo em lugares que não se esperava. Uma instrução dessa pode bloquear o processo durante um 
tempo porque a pagina logica pode estar em disco. 
 
Em alguns casos isto pode ser grave. Tem certos tipos de processos que tem a necessidade de executar 
rápido muito importante. Isso ocorre justamente com processos que controlam algo físico, por 
exemplo, uma maquina ou um robô. Se ocorrer uma parada de repente e robô estava andando ele pode 
andar mais do que deveria. Em um processo cujo tempo é critico não é recomendável que você use 
paginação com uso de disco. Porque ele introduz paradas (bloqueios) em momentos que você não 
esperaria que acontecesse. Este é o problema da paginação em disco. 
 
Esses tipos de processos que não é para utilizar paginação em disco são chamados de processos em 
tempo real. 
 
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Este mecanismo da paginação em disco é o mais vantajoso para tratar a falta de memória em relação 
aos outros mecanismos. 
 
Observação 
 
A TLB existe sempre que existir paginação. Ela é controlada pelo HW e não pelo SO. 
 
O SO escolheu a pagina logica 7 como vitimas. Ele tem que mudar o bit valido da pagina logica e 
atualizar a TLB. Existe uma instrução para controlar a TLB quando uma pagina logica é levada para o 
disco. O SO avisa a TLB através de uma instrução que avisa o seguinte se estiver um registro para 
pagina logica 7 na TLB pode limpar. 
 
A instrução que o SO manda não sabe se existe ou não a pagina logica que está sendo salva no disco 
na TLB. Se a pagina logica estiver na TLB o HW vai retirá-la. 
 
Nessa solução de se ter o SO na mesma Memória logica do processo. Na memoria logica do processo 
existem paginas validas que são do SO. A Figura 17 mostra a Tabela de Página do Processo 1 existem 
páginas logicas que pertencem ao SO e não ao processo. 
 
 
Figura 17 
 
O que impede do processo não alterar a pagina logica do SO que está na mesma memoria logica do 
processo? Esse mecanismo do SO está na mesma memoria logica do processo introduz uma questão de 
estabilidade que é resolvida com a inclusão de um HW adicional que é o bit de controle Núcleo. 
 
No campo Núcleo é preenchido pelo SO com o valor o 1 quando é uma pagina do SO (Modo 
Privilegiado) e com 0 quando é uma pagina do processo (Modo não Privilegiado). Modos de operação 
Privilegiado e Não Privilegiado. Esvaziar a TLB é uma coisa que é feita no modo privilegiado. 
 
Quando estiver em execução o código do processo o HW sabe o que é do processo e o que é do SO e 
não permite que o processo altere o código do SO. 
 
As paginas com o bi Núcleo igual a 1 só podem ser executada no Modo Privilegiado e as paginas com 
o bit Núcleo igual a 0 podem ser executadas em qualquer modo de operação. 
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Desempenho da paginação sob demanda 
 
O problema nesse caso é o acesso a memoria porque a pagina logica acessada pode estar em disco ou 
não. Então temos três casos de acesso a memoria logica: 
 
1) Pagina Lógica válida (Bit válido = 1). 
2) Página Lógica inválida (Bit válido = 0), mas está em disco. 
3) Pagina Logica invalidaque não pertence ao processo. Caso de erro o SO aborta o processo. 
 
 No caso do desempenho o que interessa são os dois casos bem sucessivos são os casos que não 
abortam, ou seja os casos 1 e 2 citados acima. 
 
No caso 1 temos: Tempo Físico é igual a aproximadamente o tempo de acesso a memória que é igual 
aproximadamente a 100 ns = 10
-7
 s. 
 
No caso 2 é mais complicado. Temos: Tempo é igual aproximadamente o Tempo de leitura da página 
que é igual aproximadamente a 10 ms = 10
-2
 s. 
 
Observação: 1 ms = 10
-3
 s e 1 ns = 10
-9
 s 
 
O tempo de acesso ao disco é 100 mil vezes mais lento do que o tempo de acesso a memória. Isso dá 
uma perda de desempenho brutal quando tem que acessar o disco. Colocando isso em uma formula só 
temos o seguinte: 
 
Tempo Médio de acesso a Memoria Logica (Endereço Lógico) = (Px10
-7
) + ((1-P)x 10
-2
) 
 
P = Probabilidade da Pagina Logica estar na memoria física. 
 
Estipulando a perda de desempenho de 20% 
 
Tempo médio é 20% maior que o caso 1 = 1,2 x 10
-7 
 
1,2 x 10
-7 
= (Px10
-7
) + ((1-P)x 10
-2
) 
P = 99,9998 % A página lógica tem que estar na memória física 
 
O que podemos mostra é que a perda de desempenho é grande com a paginação sob demanda. Para ser 
pequena a perda de desempenho a gigantesca maioria dos casos 99,9998% a pagina logica tem que 
estar na memória física. E somente 00,0002% dos casos a pagina logica estar no disco. 
 
É muito importante que poucas vezes o SO traga a pagina logica para memória, pois se isto acontecer 
com muita frequência a perda de desempenho será muito grande. O uso do disco quando a memoria 
física está cheia introduz uma perca de desempenho muito grande. Nesse caso só foi considerando o 
tempo de um acesso ao disco que é o acesso de leitura. 
 
No exemplo dado acima temos que considerar o tempo do SO salvar o conteúdo de uma pagina física 
no disco e depois trazer a pagina logica que está no disco para a memória física para então o processo 
utiliza-la. Nesse caso que é o caso 2 o tempo será multiplicado por 2. Sendo duas vezes pior. 
 
 
 
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COMO EVITAR O USO DO DISCO QUANDO NÃO PRECISA 
 
Tem varias ocasiões que não precisa utilizar o disco e o SO vai utiliza-las. 
 
1) Paginas de código quando são paginas vitimas. Não são salvas no disco. Por quê? Porque está 
no disco dentro do arquivo executável. Mas, para isto acontecer não pode apagar o arquivo 
executável. Logo não será permitido apagar o arquivo executável que estiver em execução. 
Tudo é feito para evitar o caso do salvamento. O SO se preocupa muito em não ter o acesso de 
salvamento e fazer somente o acesso de leitura. 
 
2) O passo 1 da Figura 15 - Páginas alteráveis (tipicamente as que contém variáveis) que foram 
vitimas anteriormente e não foram alteradas desde de então (se forem vitimas novamente) não 
são salvas novamente. Porque o conteúdo é o mesmo. Dificuldade como saber se uma pagina 
foi alterada ou não? 
 
Observação: Outra solução é criar um arquivão de paginas logicas salvas em disco chamado de 
arquivo de SWAP. Este arquivo pode ficar em um arquivo grande ou em uma partição separada. 
Somente o SO tem acesso a este arquivo quem tenta mexer dá erro e não consegue mexer. 
 
Dificuldades da Solução 2 
 
O SO não sabe tudo que está acontecendo. Ele só tem capacidade de fazer coisas quando ele entra em 
execução. O SO entra em execução quando o processo faz uma chamada ao SO ou quando ocorre uma 
interrupção. Se isto não acontecer o SO não sabe de nada. Sendo assim, não é trivial ele saber, mas ele 
pode saber com ajuda do HW. 
 
Como descobrir qual página foi alterada? Com ajuda do HW. Alguns HWs tem mais um campo na 
tabela de paginas do processo que se chama Alterado (Dirty = sujo). Este bit é HW que altera. Todos 
os bits citados até esse momento é o SO que altera e o HW consulta. Este é o SO que consulta. 
 
Por exemplo, a pagina logica 2 foi a pagina vitima escolhida para ser salva no disco e depois voltou 
para memoria física. Depois que ela volta para memoria o SO coloca neste bit (Alterado) o valor 0 
conforme mostra a Figura 18 para dizer que a pagina não foi alterada. E o processo volta a executar. Se 
durante sua execução ele alterar o código dessa pagina logica. O HW automaticamente liga o bit 
Alterado colocando 1. 
 
Então essa ajuda do HW permite que o SO saiba que a pagina logica foi alterada ou não. Se for 0 não 
precisa ser salva novamente no disco, pois nada foi alterado. Se for 1 precisa salvar novamente no 
disco, pois o que está no disco está desatualizado. A Intel trabalha com este bit outros fabricantes não 
tem esse bit na tabela de paginas. 
 
 
 
SISTEMA OPERACIONAL II – AULA 7 - 08/01/2013 
 
Elaborado por Luciana SA Amancio Página 15 
 
 
Figura 18 
 
Como que faz os fabricantes que não tem esse bit? Nos casos que o HW não tem esse bit (Alterado 
(Dirty)) na tabela de pagina do processo é possível que o SO faça a simulação desse bit conforme 
mostra a Figura 20. 
 
A Figura 19 é tabela de paginas do processo sem o campo bit Alterado que é fornecido somente pela 
Intel. 
 
 
Figura 19 
Como o SO faz para saber a simulação desse bit? Ele tem uma tabela auxiliar usada somente por ele 
conforme mostra a Figura 20. O SO com esta tabela ele engana o HW colocando uma informação falsa 
na tabela que o HW utiliza. Na tabela da Figura 19 o SO diz que a pagina logica 2 não é alterável 
(coloca 0). A informação verdadeira ele coloca no campo Realmente Alterado da Tabela Auxiliar 
(coloca 1). No campo Alterado da Tabela Auxiliar ele coloca 0 que é o valor que o SO alterou o 
campo Alteravel da tabela de paginas do processo. 
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Elaborado por Luciana SA Amancio Página 16 
 
 
Figura 20 
 
Desse jeito dá para simular o bit Alterável porque na hora que o processo tentar alterar a pagina logica 
2. O que o HW vai fazer? Vai dizer que não pode, pois para ele na tabela principal essa pagina logica é 
não alterável. O HW gera uma interrupção e quando o SO for tratar essa interrupção ele vai na Tabela 
Auxiliar para verificar qual é o valor correto desse campo e descobre que é 1. Então essa pagina é 
alterada de verdade foi eu SO que coloquei o valor falso na Tabela de Pagina do Processo. O que o SO 
faz? Utiliza a interrupção para mudar o valor do bit Alterado para 1 conforme mostra a Figura 20. Ou 
seja, coloca o bit Alteravel igual a 1conforme mostra a Figura 19. 
 
Para uma pagina que voltou ao disco nesse caso o que o SO faz quando o HW não tem o campo 
Alterado? Ele faz três coisas: 
 
1) Tabela principal: Bit alterável = 0 (Valor falso) 
Tabela auxiliar: Bit alterável = 1 (Valor correto) e Bit alterado = 0 
 
2) Quando o processo tenta alterar a pagina o HW gera a interrupção. O SO verifica se a pagina é 
realmente alterável na Tabela Auxiliar. Esta interrupção só será gerada quando o processo 
alterar a página. 
 
3) Tabela auxiliar: Bit alterado = 0 
Tabela principal: Bit alterável = 1 (Valor correto)