GESTION DE MEMORIA

GENERALIDADESPara ejecutar un proceso, éste debe encontrarse en memoria principal. Como hemos visto, para mejorar el aprovechamiento de la CPU, ésta se reparte entre varios procesos, por lo tanto, también habrá que repartir la memoria principal. A la parte del sistema operativo que se ocupa de gestionar la memoria se le denomina Gestor de Memoria. Su cometido consiste en llevar la cuenta de las partes de memoria que se están utilizando y las que están libres, así como de gestionar el trasvase de información entre la memoria principal y la secundaria cuando la memoria RAM no sea suficientemente grande para acoger a todos los procesos

INTRODUCCION Y OBJETIVOSEn la evolución de la arquitectura de los computadores, la cantidad de memoria principal ha ido creciendo. Pero el tamaño de los programas crece aún más rápido que la memoria disponible. El primer intento para resolver el problema de la limitación de memoria fue la utilización de una técnica denominada OVERLAYS (solapamientos). Un programa con Solapamientos se dividía en varias partes. Una de estas partes siempre estaba presente en memoria principal y controlaba la carga sucesiva de las demás partes (OVERLAYS) desde la memoria secundaria a la principal. Estas otras partes se cargaban en memoria de tal forma que ocupaban la misma región de memoria en la que había residido otra parte previamente utilizada, sobre escribiendo así (solapando) a la parte anterior. Posteriormente, la necesidad de repartir la memoria entre varios usuarios redujo la cantidad de memoria para cada uno, e hizo necesaria la introducción de algún mecanismo de protección para aislar entre sí las actividades de los programas

OBJETIVOSSi varios procesos comparten la memoria principal, se debe asegurar que ninguno de ellos pueda modificar posiciones de memoria de otro proceso. Aunque la escritura de memoria tiene efectos más desastrosos, la lectura de memoria ajena tampoco debe estar permitida, pues cada proceso debe mantener su privacidad.

El compartimiento de la memoria parece estar en contradicción con la protección, pero es que a menudo también es necesario que varios procesos puedan compartir y actualizar estructuras de datos comunes, por ejemplo, en un sistema de bases de datos ; compartir zonas de código, por ejemplo, en rutinas de biblioteca, para no tener en memoria distintas copias de la misma rutina.

La multiprogramación requiere que varios procesos residan simultáneamente en memoria. Lo que no se puede saber antes de llevarlo a memoria es la dirección absoluta en la que se va a cargar el proceso, por lo que no es práctico utilizar direcciones absolutas en el programa. En su lugar, es preferible realizar direccionamientos relativos para permitir que un programa pueda ser cargado y ejecutado en cualquier parte de la memoria

Debido al coste de la rápida memoria RAM, normalmente se necesita ampliarla con memoria secundaria más barata (y más lenta), utilizando para ello dispositivos tales como discos o cintas magnéticas. Por el contrario, también puede resultar conveniente añadir memoria de acceso más rápido que la RAM principal, como es el caso de la memoria caché, en la que se mantienen los datos de acceso más frecuente. Las memorias están organizadas como único espacio lineal de direcciones secuenciales que van desde 0 hasta n esto no refleja la estructura lógica de un programa (módulos, rutinas o procedimientos, etc),. El gestor puede proporcionar varios espacios de direcciones y así cada estructura lógica podría ser un segmento.

GESTION DE MEMORIA SIN INTERCAMBIO

El esquema de memoria más simple consiste en mantener la memoria ocupada con un único proceso. Cuando se carga un programa que se hace cargo de toda la memoria y del control completo de la máquina, se dice que el programa se carga sobre una MAQUINA DESNUDA, es decir, una máquina en la que solamente se ofrece el hardware puro, sin ninguna ayuda software que lo recubra. Las máquinas desnudas se utilizaron de forma general hasta principios de los años 60, Más tarde, a las máquinas desnudas se les añadió una especie de sistema operativo muy rudimentario al que se le denominó MONITOR. Las funciones que ofrecía el monitor eran las estrictamente necesarias para cargar un programa en memoria y controlar su ejecución, todo de forma muy manual y con una completa supervisión del usuario. La técnica actual más utilizada en los pequeños ordenadores es la que se muestra en la parte inferior. La memoria está ocupada por el sistema operativo, que suele estar en RAM, y por el cargador inicial del sistema operativo(IPL) y los DRIVERS de dispositivos, que suelen estar en memoria ROM. El resto de la memoria RAM queda disponible como área de usuario

Se hace necesario considerar el problema de cómo asignar memoria disponible a varios de los procesos que están en la cola de espera para ser traídos a memoria principal. Lo más inmediato y simple es dividir la memoria en n particiones (posiblemente de distinto tamaño), de tal forma que encada partición se mete un proceso, donde permanece hasta que finaliza su ejecución. Una vez terminado el proceso, la partición queda libre para acoger a un nuevo trabajo. Con la llegada de la multiprogramación y este esquema de memoria aparecen algunos problemas y cuestiones que deben solventarse, como la planificación de procesos a largo plazo, la determinación del número y tamaño de las particiones, la ubicación de los programas y la protección de las particiones de memoria

Un esquema posible para la planificación de procesos a largo plazo, o sea, para seleccionar los procesos que van cargarse en memoria para ser ejecutados, puede consistir en que cada una de las particiones tenga una cola asociada, detal manera que en cada una de ellas se van encolando los trabajos o procesos dependiendo del espacio de memoria requerido. Cuando hay que cargar un trabajo, se le pone en la cola de entrada de la partición más pequeña en la que quepa. Ya que en este esquema las particiones son de tamaño fijo prestablecido, cualquier espacio de una partición no utilizado por el proceso cargado, se desaprovecha. La desventaja de meter en colas los trabajos según su tamaño se hace patente cuando la cola de una partición grande está vacía, pero la cola de una partición pequeña tiene muchos trabajos. Una solución consiste en tener una única. Cuando una partición se queda libre, el primer trabajo dela cola que quepa en esa partición, se carga en ella y se ejecuta. Ya que no es deseable malgastar una partición grande con un trabajo pequeño, una alternativa puede ser el recorrer la cola entera y elegir el trabajo más grande que se pueda cargar en la partición que acaba de quedar libre. No obstante, esto supone una discriminación de los trabajos con pocos requisitos de memoria, que no son merecedores de tener una partición grande, mientras que normalmente a los trabajos pequeños se les suele dar el mejor servicio, no el peor. Para solucionarlo, se suele disponer siempre de alguna partición de poco tamaño, para permitir que los pequeños trabajos también se ejecuten sin necesidad de asignarles grandes particiones de memoria. No obstante, debe tenerse en cuenta que un proceso que requiera poca memoria y mucha CPU puede entonces formar una larga cola de espera por su partición

Para lograr el mayor aprovechamiento de la memoria los procesos deberían cargarse en particiones cuyo tamaño se ajuste lo más posible al del proceso. Por una parte tenemos que si dividimos la memoria del sistema en muchas particiones pequeñas, puede dar lugar a que algunos programas grandes no puedan cargarse en memoria aunque haya suficiente memoria disponible, si ésta no se encuentra adyacente en una única partición, dando lugar, en este caso, a una FRAGAMENTACION EXTERNA de la memoria. Si por el contrario, se dispone de unas pocas particiones grandes, los programas pequeños desaprovecharán la memoria sobrante de la partición que ocupen, lo que da lugar a unaFRAGMENTACION INTERNA.

TAMAÑO DE LAS PARTICIONES

Cuando se monta o enlaza un programa compuesto por diferentes módulos, todos ellos se combinan en un único módulo cargable, en el que las referencias a sus objetos locales (rutinas o datos) son direcciones que van desde cero hasta la correspondiente al tamaño del módulo. Así, si el módulo se carga en la dirección cero de memoria principal, se ejecutará correctamente, pero no si se carga en cualquier otra dirección. Según esto, habría que decirle al montador en qué dirección se va a cargar ese programa.Supongamos que la primera instrucción de un programa es una llamada a un procedimiento en la dirección 100 dentro del fichero binario producido por el montador. Si este programa se carga en la partición 1, esa instrucción saltará a la dirección absoluta 100, la cual, muy posiblemente, corresponderá a un área del sistema operativo. Lo que se necesita es que la instrucción salte a la dirección Base_Partición + 100. Así, siempre se realizará la llamada correcta, independientemente de la partición en la que se cargue el programa. Una posible solución consiste en modificar las direcciones del programa a medida que se carga en memoria. O sea, que a los programas que se carguen en la partición 1 se les añadirá Base_Partición_1 a todas las direcciones a las que haga referencia, Base_Partición_2 a los que se carguen en la partición 2, etc.; siendo la base de la partición, su dirección de comienzo. Para realizar esto, el montador debe incluir en el módulo cargable una lista con las direcciones relativas.Con esta solució n se consiguen programas ESTATICAMENTE REUBICABLES (reubicables en tiempo de carga), pero tienen un inconveniente:No permite que un programa cargado en una partición pueda moverse a otra distinta antes de finalizar su ejecución, lo cual resulta de gran utilidad, como veremos posteriormente

Este problema se solventan con un poco de ayuda del hardware,. Consiste en equipar al procesador con un nuevo registro: el REGISTRO BASE . Cuando un proceso es seleccionado para pasar a ejecución, el registro base se carga con la dirección de la partición que contiene al proceso en cuestión. Una vez que el proceso está en ejecución, a cada referencia a memoria se le añade automáticamente el contenido del registro base, generando así la dirección definitiva, sin necesidad de modificar el contenido del módulo ejecutable, ni en la carga ni durante la ejecución. A este sistema en el que ya sí se permite ejecutar programas en cualquier partición de memoria e incluso cambiarlos de partición durante su ejecución, se le conoce como sistema de REUBICACION DINAMICA

REUBICACION

La organización de la memoria en particiones fijas resulta simple y efectiva. Siempre que se puedan mantener en memoria suficientes trabajos como para mantener la CPU ocupadaEn un sistema de tiempo compartido la situación es diferente, pues normalmente hay más usuarios que memoria para contener sus procesos, por lo que se hace necesario llevar a disco los procesos en exceso.Cuando al proceso en ejecución se le acabe su porción de tiempo, es posible que se le vuelva a llevar a memoria secundaria para dejar espacio al proceso que haya seleccionado el planificador. Al cambio de procesos que se llevan de memoria a disco y de disco a memoria se le denomina INTERCAMBIO (swapping) .En la cola de Preparados se mantienen todos BCP ’s de los procesos dispuestos a ejecutarse (cuyas imágenes de memoria se encuentran en memoria principal o secundaria). Cuando el planificador elige un proceso para pasar a ejecución, llama al dispatcher, el cual, a su vez, comprueba si el proceso seleccionado se encuentra en memoria principal o no. Si no lo está y no hay memoria libre, el distpacher saca aun proceso de memoria a disco y trae a memoria el proceso seleccionado. Seguidamente realiza el cambio de contexto

Está claro que el tiempo de cambio de contexto en un sistema con intercambio es bastante alto. Para obtener un buen aprovechamiento de la CPU, la porción de tiempo de los procesos deberá ser alto en comparación con el tiempo dedicado al cambio completo de proceso, es decir, incluyendo el tiempo de intercambio. Pero por otra parte, tenemos que en un sistema de tiempo compartido si la porción de tiempo es muy alta, el tiempo de espera de los procesos preparados sube mucho, lo cual no es en absoluto deseable. Por lo tanto, lo que se debe conseguir es minimizarlo más posible el tiempo de intercambio. Para ello hay dos estrategias claras1. Utilizar una memoria secundaria muy rápida.2. Intercambiar solamente la memoria necesariaEl segundo quiere decir que si en un sistema hay unárea de usuario de 900 Kbytes, por ejemplo, y hay que sacar un proceso que ocupa 100 Kbytes, no hay por qué mover a disco un área de 900Kbytes, sino solamente los 100 Kbytes ocupados, ya que el tiempo de intercambio es prácticamente proporcional al tiempo de transferencia, que a su vez es proporcional al tamaño del bloque que se lee o escribe en el disco.

Cuando un proceso es sacado a disco, y posteriormente se le vuelve a traer a memoria principal, es posible que no se le instale en la misma partición de memoria que ocupaba la última vez que estuvo en RAM. Esto puede traer complicaciones si el proceso está realizando operaciones de E/S. Supongamos que un proceso en ejecución realiza una operación de E/S, con lo que el sistema operativo lo pone en espera y lo expulsa a memoria secundaria para liberar su área de memoria. Sin embargo, es posible que el dispositivo de E/S acceda asíncronamente a los BUFFERS que el proceso le indicó, para dejar/recoger los datos a leer/escribir. Estos BUFFERS se encontraban en el área de memoria que ocupaba el proceso cuando se estaba ejecutando, pero cuando pasó a espera y se le expulsó al disco, este área de memoria pasó a estar ocupada por otro proceso. Así, es posible que el dispositivo de E/S ahora esté leyendo o escribiendo en un área de memoria que pertenece a otro proceso distinto del que solicito la operación de E/S. Este problema tiene dos soluciones:1. No sacar nunca de memoria a un proceso que espera

por una operación de E/S.2. Que los dispositivos de E/S realicen las operaciones

sobre BUFFERS del sistema operativo. De esta manera, una vez finalizada la operación de E/S solicitada, cuando el planificador selecciona al proceso para continuar, se le trae a memoria principal y se transfiere la información solicitada (si es que era una lectura) del buffer del sistema al buffer del proceso. Por último se le cede el control del procesador.

En un sistema de intercambio en particiones de tamaño fijo, un proceso queda bloqueado en espera, se le puede mover al disco y traer otro a la partición que deja libre. Pero este sistema no es aconsejable cuando se dispone de poca memoria principal, pues los programas pequeños desperdician mucha memoria cuando ocupan particiones grandes(fragmentación interna). Otro enfoque mejor es el basado en particiones de tamaño variable. Cuando se utilizan particiones variables, el número y tamaño de los procesos cargados en memoria varía con el tiempo, como se puede ver . Al principio se carga el proceso A, seguidamente el B y el C . A continuación el proceso A termina (o se le expulsa al disco) y se carga el proceso D ; finaliza el B y se carga el E.A medida que se crean procesos, se les pone en una cola de entrada, anotando sus requisitos de memoria. Cuando se le asigna memoria a uno de estos procesos, pasa a la cola de Preparados y puede competir por la CPU. Cuando un proceso termina libera la memoria utilizada, con lo que el sistema operativo puede utilizarla para asignársela a otro proceso de la cola de entrada. En un momento dado, se tiene una lista de bloques libres de memoria y sus tamaños. También se dispone de la cola de entrada de procesos. La memoria se va asignando a los procesos hasta que no haya un hueco suficientemente grande para el primer proceso de la cola de entrada, o bien se busca en la cola un proceso cuyos requisitos de memoria sean menores y puedan satisfacerse con alguno de los bloques disponibles

En general siempre hay un conjunto de huecos de distintos tamaños dispersos por toda la memoria. Cuando un proceso llega y necesita memoria, se busca en el conjunto de huecos uno que sea suficientemente grande. Si el hueco es demasiado grande, se parte en dos: uno se asigna al proceso, y el otro se devuelve al conjunto de huecos. Cuando un proceso finaliza, se libera su bloque de memoria, que se pone de vuelta en el conjunto de huecos. Si este hueco resulta estar adyacente a otros huecos (a otros bloques libres), se unen los bloques adyacentes en un único bloque del tamaño total. Ahora hay que comprobar si hay más procesos esperando memoria y si este nuevo bloque liberado y recombinado puede satisfacer las demandas de cualquiera de estos procesos que están esperando. En algún momento puede darse el caso de que haya mucha memoria libre, pero distribuida entre muchos huecos pequeños no adyacentes. Entonces tenemos la FRAGMENTACION EXTERNA. La única solución a la fragmentación externa es laCOMPACTACION , que consiste en mover los bloques asignados, de tal forma que queden adyacentes, dejando entonces grandes huecos libres que sí pueden asignarse a procesos.La compactación es posible gracias a que se utiliza un sistema de reubicación dinámica, es decir mover el programa a su nueva posición de memoria y actualizar el registro base con la nueva dirección de comienzo.

CRECIMIENTO DINAMICO DE LA MEMORIA DE UN PROCESO

Consideremos ahora la cantidad de memoria que se le debe asignar a un proceso cuando se le crea o se le lleva a memoria principal. Si los procesos se crean con un tamaño fijo que nunca cambia, la gestión de memoria es simple: se asigna exactamente lo que necesita, ni más ni menos. Pero si los procesos pueden crecer, por ejemplo porque realizan peticiones dinámicas de memoria, se presenta un problema cuando los procesos intentan crecer (necesitan más memoria de la requerida inicialmente). Si hay un hueco libre adyacente al proceso, se le puede asignar el hueco al proceso y permitirle expandirse. Pero si el proceso está adyacente a otro proceso, el que pretende expandirse tendrá que moverse a otro hueco más grande, o bien habrá que sacar algún proceso a disco para dejar espacio libre. Si se espera que los procesos de un sistema puedan aumentar su tamaño a medida que se ejecutan, es conveniente asignarles inicialmente un poco de memoria extra, para evitar tener que moverles en caso de que necesite más memoria durante la ejecución.Si el proceso tiene dos segmentos que pueden crecer, por ejemplo el montículo (heap) y la pila, se suele utilizar la alternativa b dela Figura, en la que se puede ver que cada proceso tiene una pila en la parte superior de su memoria creciendo hacia direcciones bajas y, justo debajo, una zona de montículo creciendo hacia las direcciones altas. La memoria entre estas dos áreas puede asignarse a cualquiera de ellas. Si se acaba este espacio (porque intenten solaparse la pila y el heap), entonces ya no quedará más remedio que mover el proceso a otro hueco mayor. El área de heap es la zona de memoria de donde se sirven las peticiones dinámicas de memoria, mientras que la pila se utiliza para ubicar datos temporales, como por ejemplo: las variables locales, resultados intermedios en la evaluación de expresiones, parámetros y direcciones de retorno en las llamadas a procedimientos.

En general, hay tres métodos utilizados por los sistemas operativos para llevar la cuenta de la memoria utilizada y de los huecos libres:1. Mapa de bits2. Listas3. Sistema BUDDY

GESTION DE LOS BLOQUES DE MEMORIA

Con este método de gestión de memoria, ésta se divide enUNIDADES DE ASIGNACION ,cuyo tamaño puede ir desde unas cuantas palabras a varios Kbytes. Como se puede ver en cada una de estas unidades de asignación se corresponde con un bit en el mapa de bits de memoria; la primera unidad con el primer bit, la segunda con el segundo, etc., de tal forma que si el bit está a 0 indica que la unidad de asignación correspondiente se encuentra libre, mientras que si está a 1 quiere decir que la unidad está ocupada, o sea, asignada a algún proceso

El tamaño de la unidad de asignación es una cuestión muy importante. Cuanto más pequeña sea la unidad, mayor será el mapa de bits. No obstante, obsérvese que incluso con una unidad de tan solo 4 bytes, tenemos que 32 bits de memoria requieren solamente 1 bit en el mapa. Si la unidad de asignación es de gran tamaño, habrá pocas unidades, luego el mapa de bits ocupará poco espacio; pero por contra, tenemos que puede empezar a ser significativo el espacio correspondiente al 50% de memoria que por término medio se desperdicia en la última de las unidades asignadas al proceso. Este método es simple y sencillo de implementar, pero tiene la desventaja de que cuando se buscan Q unidades consecutivas de memoria para asignar a algún proceso, se debe buscar en el mapa de bits hasta encontrar Q bits consecutivos a 0.Aunque esta operación es lenta, los procesadores actuales suelen incluir instrucciones de búsquedas de cadenas de bits, favoreciendo así la utilización de los mapas de bits

GESTION DE LOS BLOQUES DE MEMORIA

Otra forma de llevar la cuenta de la memoria utilizada es manteniendo listas enlazadas de bloques libres y bloques asignados. En este caso, la memoria se representa como una lista de bloques en la que cada entrada o elemento de la lista indica un hueco (bloque libre), con su dirección, tamaño, y dirección del siguiente elemento.

Este sistema de gestión en el que los bloques libres se mantienen en una lista, se presta muy bien a la implementación de estos algoritmos:El primero que sirva (first fit) El siguiente que sirva (next fit) El que mejor se adapte (best fit) El que peor se adapte (worst fit)

EL PRIMERO QUE SIRVAEl gestor de memoria recorre la lista hasta encontrar un hueco que sea suficientemente grande para satisfacer la petición. Si el hueco elegido no es exactamente del tamaño solicitado, se divide en dos partes: una (del tamaño solicitado) se le asigna al proceso que lo solicitó, y la otra (con la memoria sobrante) se deja como un hueco de menor tamaño.

Pues bien, lo que genera esto, a la larga, es que cerca de la cabecera de la cola se empiecen a formar una serie de bloques no contiguos y de pequeño tamaño, inservibles para ningún proceso. A partir de esta situación, cada vez que se realiza una búsqueda, hay que recorrer esta serie de bloques pequeños de manera infructuosa, hasta llegar a los bloques que todavía no han sido partidos, o no se han fraccionado demasiado. Esta fragmentación externa es inevitable, pero lo malo es la pérdida de tiempo que supone el atravesar reiteradamente la lista de los bloques pequeños agolpados al comienzo de la lista

GESTION DE LOS BLOQUES DE MEMORIA

Este problema se soluciona con EL SIGUIENTE QUE SIRVA Con este algoritmo, la lista es circular, es decir, que el último nodo apunta al primero y la cabecera no es siempre la misma, sino que va rotando por la lista, es decir, que el orden de la lista va rotando. Comienza por apuntar al primer bloque (en orden creciente de dirección), pero tras realizar la primera búsqueda de un bloque, la cabecera apunta ahora al bloque siguiente al asignado y así sucesivamente. Esto hace que los bloques fraccionados no se amontonen en una parte de la lista sino que se distribuyan de manera Uniforme. Así, cada vez que se comienza una búsqueda, no habrá que atravesar todos los bloques pequeños, sino solamente alguno, con la consecuente ganancia de tiempo

EL QUE MEJOR SE ADAPTERecorre la lista completa para seleccionar el hueco que mejor se adapte, o sea, el menor de los que sirvan, para no fraccionar un bloque grande que pudiera servir para alguna petición posterior.Este algoritmo es más lento que los anteriores, pues tiene que recorrer la lista entera por cada petición. Sorprendentemente también desperdicia más memoria, pues tiende a ir rellenando la memoria con huecos tan pequeños que resultan inservibles. En cambio, EL PRIMERO QUE SIRVA y EL SIGUIENTE QUE SIRVA, al ir fraccionando bloques, por termino medio generan bloques más grandes que sí pueden ser aprovechables.

SISTEMA BUDDY

Como hemos visto, el problema de los algoritmos basados en el orden de los bloques por su tamaño es la lentitud en la fase de liberación de un bloque. El sistema BUDDY (o de los compañeros) es un algoritmo que aprovecha el hecho de que los ordenadores utilizan números binarios en las direcciones, para así facilitar la tarea de la compactación de huecos adyacentes cuando se libera un bloque.

El gestor de memoria mantiene una serie de listas de bloques libres, una para los de tamaño 1 byte, otra para 2, otra para 4, 8, 16, etc. hasta llegar a Q, siendo Q el tamaño total del área de memoria libre inicial. Atendiendo al ejemplo de la Figura ,vemos que si, por ejemplo, partimos de un área de memoria de usuario de 1 Mbyte, inicialmente toda ella está libre, se tiene una lista con una única entrada correspondiente a un bloque de 1 Mbyte y el resto de las listas están vacías. Cuando se recibe una petición de un proceso A de un bloque de 70 Kbytes, se busca un bloque cuyo tamaño sea la potencia de 2 que más se aproxime por exceso a los 70 K, esto es, 128 K. Pero no hay ningún bloque de 128 K, ni de 256 ni de 512. Entonces se parte el bloque de 1M en dos bloques de 512 K (a los que se les llama COMPAÑEROS. Uno de estos bloques se divide a su vez en dos nuevos bloques de 256 K y por último uno de estos se vuelve a partir en otros dos bloques de 128 K. De estos dos últimos bloques, uno de ellos se asigna al proceso que realizó la petición de los 70 K. A continuación, se recibe una petición B de 35 K, cuya potencia de 2 más cercana es la de 64 K, pero no hay ningún bloque de 64 K disponible, así que partimos uno de los bloques de 128 K en dos de 64, y uno de ellos se le asigna a B. Para servir la petición C de 80 K, es necesario partir uno de los bloques de 256 K en dos de 128, asignando uno de ellos. Obsérvese que cada vez que se ha dividido un bloque, se generan dos nuevos bloques ADYACENTES de la mitad del tamaño

SISTEMA BUDDY

Ahora tenemos que el proceso A libera el bloque de 128 K (de los que sólo utilizaba70). Se acude a la lista de bloques de 128 K para ver si alguno de los bloques de128 K es el compañero del liberado. En nuestro caso no lo es, por lo que simplemente se mete el bloque liberado en esta lista de bloques de 128 K.Seguidamente vuelve a haber una petición D de 60 K, y se asigna un bloque de 64K que había disponible. Ahora se libera el bloque del proceso B , de 64 K (ocupaba35), pero como su compañero no está libre, no hay ninguna compactación. A continuación finaliza el proceso D, liberando un bloque de 64 K (ocupaba 60).

En este caso, tenemos que el compañero de este bloque sí esta libre, por lo que se compactan formando un bloque de 128 K. Seguidamente se comprueba que este nuevo bloque de 128 K tiene su compañero libre, por lo que se vuelven a compactar para formar un único bloque de 256 K. Cuando se libera el bloque del proceso C , de128 K (ocupadas 80) se pueden realizar 3 compactaciones consecutivas dando lugar al bloque original de 1 Mb de memoria libre

VENTAJAS Y DESVENTAJAS

La ventaja de este algoritmo sobre otros que también ordenan conforme al tamaño,es que cuando se libera un bloque de tamaño 2k bytes, el gestor de memoria solamente tiene que buscar en la lista de huecos de longitud 2k para ver si la compactación es posible.La desventaja es su ineficiencia en el aprovechamiento de la memoria, debido a los redondeos hasta una potencia de 2 en el tamaño de los bloques asignados, dando lugar, en consecuencia, a una fragmentación interna

En las distintas estrategias de gestión de memoria vistas hasta ahora, todas tienen un objetivo común: mantener muchos procesos en memoria simultáneamente para permitir la multiprogramación. Y en cualquier caso, siempre hemos visto que se requiere que un proceso esté completamente en memoria principal antes de que se pueda ejecutar. Sabemos que para ejecutar las instrucciones de un programa, éstas, al igual que sus operandos, tienen que estar en memoria principal. Esta imposición parece necesaria y razonable, pero por desgracia limita el tamaño de un programa al espacio de memoria física (RAM).Sin embargo, el examen de los programas reales nos muestra que en muchos casos no es necesario que el programa entero permanezca siempre en memoria. Por ejemplo:• Los programas suelen tener código para manejar condiciones de error inusuales. Ya que estos errores raramente se producen en la práctica, este código casi nunca se ejecuta.• A veces, las tablas, listas o matrices se declaran con más tamaño del que luego realmente necesitan. Una matriz se puede declarar de 100 por 100 aunque raramente ocupe más de 10 por 10; o un ensamblador puede tener una tabla para albergar a 3000 símbolos, aunque la media de los programas no tengan más de 200.•Ciertos programas pueden ofrecer ciertas características que nunca o raramente se utilizan. Por ejemplo ciertas funcionalidades de programas como editores de texto, hojas de cálculo, bases de datos, etc

La memoria virtual es una técnica que permite la ejecución de procesos que pueden no estar completamente en memoria principal. La principal ventaja de este esquema es que los programas pueden ser mayores que la memoria principal.La habilidad de poder ejecutar un programa que sólo esta parcialmente en memoria principal acarrea los siguientes beneficios:• El tamaño de un programa no está limitado por la

cantidad de memoria física disponible. Los usuarios escriben programas contando con un espacio de direcciones virtuales extremadamente grande.

• Debido a que cada programa puede necesitar para ejecutarse menos memoria que la que ocupa su tamaño total, se pueden cargar más programas en memoria para ejecutarlos al mismo tiempo, con la consiguiente mejora en el aprovechamiento de la CPU.

• Ya que de cada programa solamente hay que cargar la parte necesaria en un momento dado, a la hora de cargar un proceso o expulsarlo a disco, se necesitan menos operaciones de E/S debidas al intercambio, por lo que se consigue una ejecución global más rápida.

Se trata de tener cargada en el disco la imagen del proceso en ejecución, y en memoria principal solamente la parte necesaria para la ejecución de la sección del programa que se está ejecutando en cada momento.

El ancho del bus de direcciones establece el rango de direcciones que puede generar la CPU (DIRECCIONES VIRTUALES). Por otra parte tenemos la memoria física, es decir, los transistores que forman bytes o palabras, tal que cada uno de los bytes tiene una dirección (DIRECCIONE REAL).Normalmente pensamos que a cada dirección que sale del procesador le corresponde una dirección física, pero claro, puede suceder que haya instalada menos memoria de la permitida por el bus de direcciones. Así, el procesador va alimentándose de instrucciones y datos que están en RAM, hasta que en un momento dado hace referencia a una dirección de memoria que realmente no existe, es decir, que no tiene su correspondiente memoria física. Sin embargo, la instrucción o dato que se está referenciando sí se encuentra en la imagen del proceso que reside en el disco duro, por lo tanto, lo que hay que hacer es traerlo a memoria principal para permitir que la CPU termine de obtener el dato solicitado a la memoria.

Para implementar los sistemas de memoria virtual, normalmente se utiliza la PAGINACION, También se puede implementar mediante la SEGMENTACION, como lo hace el sistema OS/2 de IBM, pero los algoritmos son bastante más complejos que los de la paginación, pues a diferencia de las páginas, los segmentos son de tamaño variable

PAGINACIONComo hemos dicho con Memoria Virtual no se trae todo el proceso a memoria principal, sino que cuando se hace referencia a una dirección de memoria virtual cuya correspondiente memoria física reside en disco, se trae el contenido de disco a RAM

Si el tamaño de los bloques de intercambio es variable, por ejemplo de 1, 2, 3 y 4Kb, podría fácilmente darse el caso de que sea necesario traer de disco a memoria un bloque de 3 Kb y en memoria tener dos huecos libres de 1 Kb y 2 Kb, pero no contiguos, con lo que a primera vista no podríamos traer el bloque de 3 Kb a pesar de disponer de 3 Kb libres en memoria principal, debido a la fragmentación externa existente. Para eliminar el problema de la fragmentación externa, lo que se hace es utilizar bloques de intercambio de tamaño único y dividir la memoria principal en trozos del mismo tamaño (de 512 bytes a 8 Kb), con lo cual a la hora de traer cualquier bloque de disco a memoria, si hay un hueco libre, seguro que cabe, y además no se desperdicia ningún espacio sobrante. A cada uno de los bloques de intercambio que están en el disco o en memoria principal le llamaremosPAGINA y a cada uno de los huecos en que está dividida la memoria principal (esté libre u ocupado) le denominaremos MARCO

O sea, que los marcos son espacios de memoria principal de tamaño fijo y de direcciones consecutivas, que pueden albergar bloques de información, exactamente del mismo tamaño, denominados páginas.

Nos encontramos, entonces, con que el espacio de direccionamiento virtual está dividido en páginas y el espacio de direccionamiento físico está dividido en marcos. Así pues, cuando la CPU genera una dirección virtual, ésta estará contenida en una de las páginas. Si tal página se encuentra en alguno de los marcos de memoria física, se accede al dato; si no, habrá que cargar esa página, residente en el disco duro, en alguno de los marcos de memoria principal, y a continuación acceder al dato

PAGINACIONEn un sistema sin memoria virtual, la dirección virtual 1 se corresponde con la dirección física 1, la 2 con la 2, etc. ¿ Sigue siendo esto válido con la memoria virtual? Pues no. Si fuese así, en un sistema con una espacio de direccionamiento virtual de 24 Mb y una memoria física de 4 Mb, por ejemplo, esto querría decir que una referencia a una dirección comprendida en el rango de los 4 primeros megabytes de memoria, siempre encontraría la página correspondiente en memoria principal, pero ¿qué pasaría al hacer referencia a una dirección superior? habría que traerla a memoria principal, pero ¿a dónde? si no existen las direcciones físicas correspondientes. Esto nos lleva a que hay que desligar la correspondencia directa y estática entre direcciones físicas y virtuales, o lo que es lo mismo, hay que desligar una relación estática entre páginas y marcos, y hacer que su relación se establezca dinámica e indirectamente mediante una tabla, a la que llamaremosTABLA DE PAGINAS . Esta tabla, además de guardar la correspondencia entre páginas y marcos, mantiene más información de control, como por ejemplo, el denominado BIT DE PRESENCIA , que indica si una página dada se encuentra en un marco de memoria o no

1. La CPU hace referencia a una dirección virtual de Memoria.2. Se calcula a qué página corresponde tal dirección.3. Mediante la tabla de páginas se comprueba si la página se encuentra en algún marco de memoria física o en disco.4. Si se encuentra en un marco, se traduce la dirección virtual a la dirección física que ocupa la página.5. Si no se encuentra en un marco, hay que traer la página desde disco a un marco libre de memoria. Posteriormente habrá que traducir la dirección virtual a la dirección física, dependiendo del marco asignado a la página.6. Por último, se realiza la operación de L/E sobre memoria principal solicitada por la CPU.

En este ejemplo la dirección lógica 0020FF se descompone en dos campos:002 que es el número de página y 0FF que es el desplazamiento relativo dentro de la página.De la tabla de páginas se comprueba que la página 002 le corresponde el marco de página 104, luego la dirección física se construye sustituyendo, en el primer campo en el que se divide la dirección, el número de página por el marco de página correspondiente, resultando así la dirección física 1040FF.

PAGINACION

IMPLEMENTACION DE LAS TABLAS DE PAGINASEl objetivo de las tablas de páginas es asociar a las páginas un marco de página. Esto se puede ver como una función matemática, que tiene como argumento el número de página y que da como valor el número del marco de página correspondiente.

Ejemplo. Práctica de paginaciónSupóngase que la tabla de páginas de un proceso que se está ejecutando en el procesador es:

Donde:• R: es el bit de referencia. R=1 (la página ha sido referenciada).• M: es el bit de modificación. M=1 (la página ha sido modificada).• V: es el bit de presente/ausente. V=1 (la página está en memoria principal, tiene un marco asociado)El tamaño de las páginas es de 1 Kb. El marco 0 está cargado en la dirección física 0 y el resto sucesivamente.

Se pide ¿A qué direcciones físicas corresponden las siguientes direcciones virtuales?:1. (1, 125)2. (2, 324)3. (5, 322)4. (7, 321)5. (3, 1026)El formato en el que se da la dirección virtual corresponde a:(nº de página, desplazamiento)

IMPLEMENTACION DE LAS TABLAS DE PAGINAS

Solución:La dirección física, de acuerdo con el sistema de paginación, será el número de marco multiplicado por el tamaño de marco más el desplazamiento dentro de él:Dirección física= Nº de marco x Tamaño de marco + DesplazamientoSe ha de tener en cuenta que:- Exista la página- El desplazamiento no supere el tamaño del marcoSi no, en ambos casos se tendrá un error de direccionamiento. Además la página ha de tener un marco asociado, si no tendrá lugar un fallo de la página.

1. Dirección virtual: (1, 125) . Dirección física = 7 * 1024 + 125 = 72932. Dirección virtual: (2, 324). La página 2 no tiene ningún marco asociado, por lo tanto, tiene lugar un fallo de página.3. Dirección virtual: (5, 322) . Dirección física = 0 * 1024 + 322 = 3224. Dirección virtual: (7, 321). Error de direccionamiento porque no existe la página 7.5. Dirección virtual: (3, 1026). Error de direccionamiento porque 1026 es mayor que 1024 por lo que el desplazamiento es mayor que el tamaño de marco.

Cuando en la referencia a una dirección virtual, la página correspondiente no se encuentra en memoria principal, entonces decimos que se produce una FALLA DE PAGINAEn este caso, las acciones a realizar son, son las siguientes:1. La CPU genera una dirección virtual.2. La MMU consulta el bit de presencia de la tabla de páginas y se comprueba que la página de la dirección referenciada no se encuentra en memoria principal.3. La MMU pone la CPU en espera y genera una interrupción (que suele ser (ERROR DE BUS) que es capturada por el sistema operativo.4. Las rutinas de carga de páginas del sistema operativo se encargan de localizar la página referenciada en el disco y cargarla en un marco libre de la memoria principal.5. Se actualiza la tabla de páginas indicando que está presente y el marco en el que ha sido cargada.6. Termina el tratamiento de la excepción.7. La MMU indica a la CPU que debe rearrancar la instrucción que provocó la falta de página.8. Se continua la ejecución de la instrucción a partir del direccionamiento que produjo la falta de página.

Uno de los sistemas más comunes de memoria virtual es el denominado demanda de la página, que es similar a un sistema de paginación con intercambio.La tarea adicional del hardware de traducción de direcciones en sistemas virtuales es detectar si el elemento Referenciado está en memoria real o no. Para ello se añade un bit de presencia a cada entrada de la tabla de páginas (en el caso de gestión paginada).

ESTRUCTURA DE LA PAGINA DE ENTRADA

Dijimos que la función de correspondencia entre las direcciones virtuales y las físicas o reales se realiza mediante una tabla de páginas. Esta tabla tiene tantas entradas como páginas existentes y cada entrada contiene información que, aunque varía de unos sistemas a otros, suele estar compuesta de los siguientes campos:PROTECCION Expresa los permisos de acceso del proceso. En caso de tener permiso para la operación de lectura/escritura que se va a realizar, se consulta el resto de los campos.BIT DE PRESENCIAIndica si la página está presente en memoria principal o no. Sise encuentra en RAM, también tienen sentido los siguientes campos.MARCO OCUPADO Si la página se encuentra en memoria principal, este campo expresa el marco que la contiene. MODIFICADA (bit de ensuciado)Este campo indica si el contenido de la página ha sido modificado desde que se trajo de la memoria secundaria.REFERENCIADAEste campo booleano se pone a cierto cada vez que se hace referencia a cualquier dirección de la página. Lo utiliza el sistema operativo para ayudar a los algoritmos de sustitución de páginas. En caso de que la página referenciada no esté cargada en memoria, sabemos que se encuentra en el área de intercambio del disco, pero ¿ en qué lugar concreto? La dirección concreta de cada página virtual en el disco (cilindro, pista, sector), no se indica explícitamente en ningún campo de la tabla de páginas. En su lugar, lo que se hace es calcular la dirección. Esto se puede realizar fácilmente ya que el área de intercambio ocupa una porción contigua del disco, o sea, que no está fragmentada, bien sea por estar en una partición reservada para ello (caso de Unix y Linux), o por estar en un fichero creado en por el sistema operativo en la generación del sistema(caso de Windows: Pagefile.sys) y que tampoco está fragmentado. Conociendo la dirección de comienzo del área de intercambio y el tamaño de la página, el cálculo de la dirección de cada página es inmediato. De esta forma se ahorra mucho espacio en la tabla de páginas

Una gestión de la memoria basada en el mecanismo de demanda de página tiene un considerable efectosobre el rendimiento del computador. Esto se puede ver calculando el tiempo promedio de acceso (tpa):

tpa = ( 1 - p ) * am + p * fp

Donde:• am = tiempo medio de acceso a memoria• p = probabilidad de que ocurra un fallo• fp = tiempo que lleva resolver un fallo de página

Muchos procesos no usan todas sus páginas, por tanto no hay que traerlas todas, pudiéndose ejecutarmás procesos. Por ello, se deben tener políticas de la gestión de la memoria virtual como las siguientes:• Política de asignación: qué cantidad de memoria real se asigna a un proceso• Política de acceso: qué elementos se incorporan y cuando• Política de sustitución: si no existe memoria libre cuando se debe añadir un nuevo elemento, queelemento se desaloja.• Política de ubicación: dónde se coloca el nuevo elemento.

GESTION DE LA MEMORIA

Pensemos que la memoria puede estar completamente ocupada por dos motivos:1. Se utilizan muchas páginas del proceso en

ejecución.2. Se ha ido incrementando el grado de

multiprogramación hasta ocupar toda la memoria principal, por lo que ésta se encuentra ocupada por páginas de diversos procesos.

En este último caso, se podría optar por sacar alguno de los procesos completamente a disco, es decir, todas sus páginas; pero puede que no sea una buena idea, porque a lo mejor en la siguiente porción de tiempo hay que volver a cargar todas esas páginas. Puesto que lo único que se necesita en este momento es espacio para una página, la mejor salida para cuando se produce una falta de página suele ser la sustitución de alguna de las páginas que actualmente residen en memoria principal por la que acaba de ser referenciada. El proceso de sustitución tiene los siguientes pasos

1. Se elige la “víctima” , es decir, una página cargada en memoria principal, para llevarla a disco y dejar un marco libre. La elección se realizará dependiendo de la política de sustitución de páginas.

2. Se lleva la página elegida al área de intercambio del disco.

3. En la entrada de la tabla de páginas correspondiente a la víctima, se indica que “no está presente”.

4. Se trae la página referenciada al marco que se acaba de dejar libre.

5. Se actualiza la entrada de la tabla de páginas correspondiente a la página que se acaba de traer a memoria principal, indicando que está presente y actualizando tanto el número de marco que ocupa como los campos de control que sean necesarios en cada caso. Nos queda un problema por resolver:¿ cómo elegir la página a sustituir cuando no hay ningún marco libre? Veamos los distintas políticas de sustitución de páginas

POLÍTICAS DE SUSTITUCIÓN DE PÁGINAS

Al producirse un fallo de página, el S.O. debe de elegir una página de las que están en memoria, para sustituirla por la que se solicita. La página que entra en memoria se escribe directamente encima de la que se retira.Es posible elegir aleatoriamente una página para sustituirla por la solicitada, pero el rendimiento es mayor si se elige una página que no se usa. Se han estudiado muchos algoritmos para la sustitución de páginas. todos persiguen lo mismo: seleccionar páginas que causen la menor tasa posible de faltas de página.

A continuación se describen algunos de los algoritmos más interesantes.

Algoritmo de sustitución FIFO: Primero en entrar, primero en salir

Se sustituye la página que lleva más tiempo en memoria. En realidad, no es necesario guardar el tiempo de entrada, ya que se puede crear una cola según el orden de entrada, con todas las páginas de la memoria, cuando hay que sustituir una página se elige la primera de la cola y la que se trae se inserta al final de la cola.Por ejemplo, se considera la siguiente secuencia de acceso a páginas (8, 1, 2, 3, 1, 4, 1, 5, 3, 4, 1, 4). Siinicialmente la memoria está vacía, ¿cuantos fallos de página habrá?. Con tres marcos de página.

Con el algoritmo FIFO s eproducen 10 fallos de página

La política FIFO es fácil de entender y de implementar, sin embargo su comportamiento no siempre es bueno. Resulta buena elección cuando se descargan páginas correspondientes a módulos que no se van a volver a utilizar, por ejemplo, la parte de inicialización de un programa; pero resulta pésimo cuando se elige una página que contiene ciertas constantes que se cargaron al principio y que se utilizan a lo largo de todo el programa, por lo que enseguida va a ser referenciada.Parece obvio, a mayor número de marcos de memoria, menos faltas de página. Sin embargo hay situaciones (como la descrita en la Figura) en las que utilizando el algoritmo FIFO, al incrementar el número de marcos, aumentan las faltas de página. Cuando se produce esto, tenemos lo que se conoce como ANOMALIA DE BELADY

ALGORITMO DE SUSTITUCIÓN OPTIMASe sustituye la página que tardará más en volverse a utilizar. Este algoritmo es irrealizable ya que el sistema operativo no sabe a priori qué página se referenciarán en el futuro.Se usa como nivel de medida para los demás algoritmos de sustitución de páginas, comparándolo mediante simulación o en una segunda ejecución.Por ejemplo, considerar la cadena de referencia del ejemplo anterior FIFO y compararla con elalgoritmo óptimo.Cadena de referencia (8, 1, 2, 3, 1, 4, 1, 5, 3, 4, 1, 4).

Se observa que frente a los diez fallos de página del algoritmo FIFO, el algoritmo óptimo presenta siete fallos de página.Lo que supone que el algoritmo FIFO es un 43% peor que el óptimo.

Algoritmo de sustitución LRU: La página menos usada últimamente

Es una mejora respecto al FIFO pero necesita un considerable apoyo de recursos de la máquina. Se sustituye la página que no ha sido utilizada durante un período mayor de tiempo. Es equivalente a aplicar el algoritmo óptimo hacia atrás en el tiempo.Puesto que no es posible saber cuándo va a ser referenciada una página, quizás se podría utilizar el pasado más reciente como una aproximación al futuro más cercano, es decir, elegir como víctima a LA PAGINA QUE LLEVA MAS TIEMPO SIN SER REFERENCIADALa sustitución mediante LRU asocia a cada página la hora a la que fue referenciada por última vez. Cuando hay que reemplazar una página, simplemente se elige la que tiene la hora de referencia más antigua

(8, 1, 2, 3, 1, 4, 1, 5, 3, 4, 1, 4)

Se producen nueve fallos de página.Aunque presenta más fallos que en el algoritmo óptimo, es una mejora con respecto al algoritmo FIFO.

Algoritmo de sustitución de la Segunda OportunidadEste algoritmo es una modificación del algoritmo de sustitución FIFO. La modificación consiste básicamente en examinar el bit de referencia de las páginas que se seleccionan para sustituir. Si el bit de referencia es 0, la página no se ha utilizado además de ser antigua. Si el bit de referencia es 1, entonces se pone a cero y la página se coloca al final de la cola.Este bit es un campo más de la tabla de páginas, y se pone a 0 al cargar la página. Cuando una página es referenciada por la CPU (lectura o escritura), el hardware pone el bit de referencia a 1. Así, pasado un tiempo, examinando el bit de referencia se puede determinar qué páginas han sido accedidas y cuáles no. De esta forma, ya tenemos una primera aproximación al LRU.Este algoritmo sigue los siguientes pasos:1. La lista FIFO circular se empieza a formar a medida que se empiezan a cargar las primeras páginas en memoria. Nos serviremos de un puntero que en principio apunta a la primera página.2. En un momento dado, al ir a cargar una nueva página, se detecta que ya no hay ningún marco libre. Hay que elegir una página a sustituir entre las de la lista.3. Se analiza la página indicada por el puntero.4. Si su bit de referencia está a 0, es la elegida. Se saca de la lista y en su lugar se inserta la nueva página que se trae de disco. Se avanza el puntero al siguiente elemento de la lista. Finaliza la selección.5. Si está a 1, se pone a 0 y se avanza el puntero al siguiente elemento de la lista. Vuelta al paso 3.