Gerenciamento de Memória - Parte II

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Sistemas Operacionais
Gerenciamento Básico de Memória
Parte II
Prof. Sílvio Fernandes
UNIVERSIDADE FEDERAL RURAL DO SEMI-ÁRIDO
DEPARTAMENTO DE CIÊNCIAS EXATAS E NATURAIS
CURSO DE CIÊNCIA DA COMPUTAÇÃO
 Registradores base e limite criam abstração de 
espaços de endereço
 Mas há outro problema a ser resolvido: 
gerenciar o bloatware
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Memória Virtual
SW utilizam quantidades 
excessivas de memória
Problema de programas 
maiores que a memória está 
presente desde o início da 
computação
 Há muitos anos programadores já eram 
obrigados a lidar com programas maiores que 
a quantidade de memória física disponível
 A solução era dividir o programa em módulos 
chamados overlays
 O overlay 0 era o 1º a ser executado, e 
chamava o próximo, que era carregado em 
seu lugar na memória, quando o 1º terminava
 O principal problema é que a divisão em 
overlays era feita pelo programador (trabalho 
lento e propenso a erros)
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Memória Virtual
 A solução foi o método conhecido como 
memória virtual, que permite que o tamanho 
total de um programa (código, dados e pilha) 
pode exceder a quantidade total de memória 
física disponível para ele
 O SO mantém as partes ativas do programa na 
memória e o restante no disco
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Memória Virtual
Paginação
 Em qualquer computador existe um conjunto 
de endereços de memória que os programas 
podem gerar ao serem executados
 Quando um programa usa uma instrução do 
tipo 
 MOV REG, 1000 
 Endereços gerados pelo programa são 
chamados de endereços virtuais e constituem 
o espaço de endereçamento virtual
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Paginação
 Em computadores sem memória virtual o 
endereço virtual é idêntico ao endereço físico
 Em computadores com memória virtual esse 
endereço será passado a uma MMU (Memory
Management Unit) que mapeia endereços 
virtuais em físicos
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Paginação
 Localização e função da MMU
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Paginação
 Ex: Um computador 
que pode gerar 
endereços virtuais de 
16 bits (de 0 a 64K), 
mas que só possui 
32K de memória 
física. Mas é possível 
escrever programas 
de 64K
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Paginação
 O espaço de endereçamento virtual é dividido 
em unidades denominadas páginas (pages). 
As unidades correspondentes em memória 
física são as molduras de página (page frames)
 Páginas e molduras de páginas possuem 
sempre o mesmo tamanho
 A transferência entre a memória e o disco são 
sempre em unidades de uma página
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Paginação
 Quando um programa tenta acessar o 
endereço 0 com a instrução MOV REG, 0 o 
end. virtual 0 é enviado a MMU, que detecta 
que este endereço está na página virtual 0 (0 a 
4095), que por sua vez corresponde a moldura 
de página 2 (8192 a 12287)
 A MMU então transforma o end. virtual 0 no 
end. físico 8192 e o envia a memória por meio 
do barramento
 A memória desconhece a MMU e somente 
enxerga uma solicitação de leitura ou escrita 
no endereço que chega
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Paginação
 Como outro exemplo, o end. virtual 20500 está 
localizado 20 byte após o início da página 
virtual 5 sendo mapeado para o end. físico 
12288 + 20 = 12308
 Quando (ou se) o programa tentar usar uma 
página virtual não mapeada, por exemplo, 
com a instrução MOV REG, 32780 (12º byte da 
pág. virtual 8). A MMU constata que está pág. 
não está mapeada e força o desvio da CPU 
para o SO
 Essa interrupção (trap) é denominada falta de 
página (page fault)
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Paginação
 Na falta de página o SO
1. Escolhe uma moldura de página para salvar no 
disco. Ex: moldura 1
2. Marca na tabela de páginas virtuais a entrada 
escolhida (1) como não mapeada
3. Carrega a pág. virtual referenciada pela instrução 
na moldura de pág. recém liberada (1)
4. Marca na tabela de pág. virtuais a entrada da nova 
pág. virtual (8) como mapeada (moldura 1)
 A MMU transformará o endereço virtual 32780 
no end. físico 4108
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Paginação
 Para entender como a MMU trabalha vemos 
um exemplo de end. virtual, 8196 
(0010000000000100), sendo mapeado por meio 
do emprego do mapeamento da MMU
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Paginação
 Operação interna de uma MMU com 16 
páginas de 4KB
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Tabelas de páginas
 No caso mais simples o mapeamento é feito 
exatamente da maneira descrita 
anteriormente
 End. virtual é dividido no número de pág. virtuais (bits 
mais significativos) e um deslocamento dentro desta 
pág. (bits menos significativos)
 No exemplo tínhamos 16 pág. virtuais de 4KB 
cada
 Os 4 1º bits especificavam o número da pág. virtual (0 
a 15)
 Os 12 bits seguintes especificavam o deslocamento 
(byte 0 a 4095) em relação ao começo da pág.
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Tabelas de páginas
 O no. de pág. virtual é usado como índice dentro 
da tabela de pág. que aponta para uma entrada 
relacionada a pág. virtual, onde encontramos o 
no. da moldura de pág. correspondente
 O no. da moldura deve ser concatenado com os 
bits de deslocamento para formar o end. físico 
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Estrutura de uma entrada da tabela de 
páginas
 Na prática, cada entrada na tabela de páginas 
armazena bem mais que o número da moldura 
correspondente
 O formato exato de cada entrada é altamente 
dependente de hardware, mas a informação 
contida nela é aproximadamente padronizada
 O tamanho de cada entrada é comumente de 32 
bits que podem ser divididos em vários campos
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Estrutura de uma entrada da tabela de 
páginas
 Entrada típica de uma tabela de páginas
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Estrutura de uma entrada da tabela de 
páginas
 Número da moldura: é o campo de maior 
importância, dado que o objetivo do 
mapeamento é encontrar este valor
 O bit presente/ausente: se este bit for 1 a entrada é 
válida e pode ser usada. Se for 0 a pág. virtual à 
qual a entrada pertence não está na memória 
neste momento. O acesso a uma entrada na 
tabela de pág. com este bit igual a 0 causa uma 
falta de pág., e o SO deverá ser chamado
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Estrutura de uma entrada da tabela de 
páginas
 Os bits de proteção: define os tipos de acesso que 
são permitidos a pág. Pode ser de apenas um bit 
com valor 0 para leitura e escrita e 1 para somente 
leitura. Na prática normalmente são usados 3 bits, 
cada uma para permitir ou não a leitura, escrita e 
execução
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Estrutura de uma entrada da tabela de 
páginas
 O bit modificada: quando uma instrução altera o 
valor de algum bit de uma moldura de pág., o 
hardware automaticamente altera o valor deste bit 
para 1 na entrada correspondente da tabela de 
pág. Este bit é importante quando o SO necessita 
de uma moldura de pág. Se a pág. 
correspondente a essa moldura foi modificada 
(suja), ela tem que ser atualizada no disco. Caso 
contrário (continua limpa), ela pode ser 
simplesmente abandonada, visto que sua imagem 
em disco continua válida (igual a da memória)
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Estrutura de uma entrada da tabela de 
páginas
 Bit referenciada: esse bit tem seu valor alterado 
para 1 quando a pág. correspondente é acessada 
seja para leitura ou escrita. Este bit ajuda o SO a 
escolher uma moldura de pág. a ser substituída 
quando da ocorrência de uma falta de pág. 
Páginas que não estão sendo acessadas são 
melhores candidatas do que aquelas que estão
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Estrutura de uma entrada da tabela de 
páginas
 O bit de cache desabilitado: este bit permite que o 
mecanismo de cache seja desabilitado para pág. 
Normalmente ele é usado apenas em pág. que 
mapeiam regiões de memória utilizadas para E/S 
com dispositivos
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Acelerando a paginação
 Em qualquer sistema de paginação 2 problemas devem 
ser enfrentados
 Mapeamento para endereço físico deve ser rápido
 Todas as instruções vem da memória e muitas fazem 
acessam operandos nela
 Se o espaço de endereço virtual for grande, a tabela 
de páginas será grande
 Os computadoresusam 32 ou 64 bits de 
endereçamento
 Com páginas de 4 KB, por exemplo, um end. de 32 
bits tem 1 milhão de páginas
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TLB ou Memória Associativa
 Na ausência de paginação, uma instrução faz 
um único acesso à memória para buscar a 
própria instrução
 Com paginação, será necessária pelo menos 
uma referência adicional à memória para 
acessar a tabela de páginas
 Observa-se que apenas uma reduzida parte das 
entradas da tabela é intensamente lida
 A solução foi equipar computadores com um HW (TLB 
– Translation Lookaside Buffer) que mapeia end. 
virtuais para físicos sem passar pelas tabelas de 
páginas geralmente localizado dentro da MMU
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TLB ou Memória Associativa
 Buffer para tradução de endereço
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Um exemplo que pode 
gerar essa TLB é um 
processo em um laço de 
repetição
TLB ou Memória Associativa
 Como funciona
1. O endereço é apresentado a MMU
2. O HW verifica se a página está presente na TLB 
(comparando simultaneamente todas as entradas 
em paralelo)
3. Se corresponde a uma entrada válida e não viola os 
bits de proteção a moldura é obtida (page hit)
4. Se estiver presente mas não há permissão uma falta 
por violação (protection fault) é gerada
5. Se não estiver na TLB (page miss) a MMU acessa a 
tabela virtual e substitui uma entrada por esta nova
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Tabelas de páginas para memórias 
grandes
 TLB ajudam a acelerar o acesso mas não 
resolvem espaços de endereços virtuais muito 
grandes
 Existem 2 modos de lidar com isso
 Tabelas de páginas multinível
 Tabelas de páginas invertidas
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Tabelas de páginas para memórias 
grandes
 Tabelas de páginas multinível
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12 bits = 
páginas de 
4 KB
Tabelas de páginas para memórias 
grandes
 Tabelas de páginas multinível
 O segredo desse método é evitar que todas as 
páginas sejam mantidas na memória o tempo todo
 Quando o endereço chega a MMU
 Ela primeiro extrai o campo PT1 e o utiliza com índice 
da tabela de página de nível 1
 Cada entrada dessa tabela aponta para o endereço 
ou moldura de página de uma tabela de nível 2
 O campo PT2 é usado como índice na tabela de 
nível 2 para localizar a moldura de página física
 Os 12 últimos bits são de deslocamento
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Tabelas de páginas para memórias 
grandes
 Tabelas de páginas invertidas
 Para endereços de 32 bits tabelas multinível
funcionam bem
 Mas para endereços de 64 bits o espaço de 
endereçamento virtual agora é 264 bytes, se 
adotarmos páginas de 4KB, precisamos de uma 
tabela com 252 entradas
 Se cada entrada contiver 8 bytes, essa tabela terá 
mais de 30 milhões de gigabytes (30 PB)
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Tabelas de páginas para memórias 
grandes
 Tabelas de páginas invertidas
 Nela existe apenas uma entrada por moldura de 
página na memória real, em vez de uma entrada por 
página do espaço de endereçamento virtual
 Cada entrada informa o par (processo, página 
virtual) está localizada na moldura de página
 Quando o processo n referencia a página virtual p, o 
HW não pode mais encontrar a página física usando 
p como índice
 Em vez disso, ele deve pesquisar toda a tabela de 
páginas invertidas em busca de uma entrada (n, p)
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Tabelas de páginas para memórias 
grandes
 Tabelas de páginas invertidas
 É possível usar TLB para agilizar página muito 
acessadas
 Uma ausência na TLB faz a tabela de página 
invertida ser pesquisada por SW
 Um modo comum é ter uma tabela de espalhamento 
(hash) nos endereços virtuais
 Todas as páginas virtuais com o mesmo valor de 
espalhamento serão encadeadas juntas
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Tabelas de páginas para memórias 
grandes
 Tabelas de páginas invertidas
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Referências
 TANENBAUM, Andrew S. Sistemas Operacionais 
Modernos. 3. ed., Prentice Hall, 2009.
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