Concetti fondamentali Paginazione su richiesta (Demand paging) Algoritmi di sostituzione delle pagine Algoritmi di allocazione dei frame working-set

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1 Descrivere i vantaggi di un sistema a memoria virtuale Concetti fondamentali Paginazione su richiesta (Demand paging) Algoritmi di sostituzione delle pagine Algoritmi di allocazione dei frame working-set 9.2 Silberschatz, Galvin and Gagne

2 Memoria Virtuale separazione tra spazio di memoria logico (utente) e spazio di memoria fisico (sistema). Solo parte del programma deve necessariamente risiedere in memoria durante lʼesecuzione Lo spazio degli indirizzi logici puoʼ essere molto piuʼ grande dello spazio degli indirizzi fisici Lo spazio degli indirizzi puoʼ essere condiviso da piuʼ processi I processi possono essere gestiti in maniera piuʼ efficiente Implementazione della Memoria Virtuale: Paginazione su richiesta (Demand paging) Segmentazione su richiesta (Demand segmentation) 9.3 Silberschatz, Galvin and Gagne Silberschatz, Galvin and Gagne

3 9.5 Silberschatz, Galvin and Gagne Silberschatz, Galvin and Gagne

4 Portare una pagina in memoria solo quando necessario Riduzione dellʼ I/O Riduzione della memoria necessaria Tempi di risposta piuʼ rapidi Piuʼ utenti Una pagina eʼ necessaria esiste un riferimento Se il riferimento eʼ illegale abort Se non eʼ in memoria caricamento della pagina Lazy swapper una pagina non viene mai portata in memoria se non quando eʼ necessaria Swapper che gestisce le pagine prende il nome di pager 9.7 Silberschatz, Galvin and Gagne Silberschatz, Galvin and Gagne

5 Ogni elemento della tabella delle pagine ha un bit di validitaʼ associato (v in-memoria, i non-in-memoria) Inizialmente ogni bit di validitaʼ eʼ posto a i Frame #. valid-invalid bit v v v v i page table i i Quando un indirizzo viene tradotto, se il bit di validitaʼ di un riferimento eʼ i page fault 9.9 Silberschatz, Galvin and Gagne Silberschatz, Galvin and Gagne

6 Quando si indirizza una pagina per la prima volta (non in memoria) si genera unʼinterruzione (trap): page fault 1. SO controlla se: Riferimento illegale abort Riferimento non in memoria 2. Sceglie un frame libero 3. Swap della pagina nel frame 4. Aggiorna le tabelle delle pagine 5. Pone il bit di validazione a v 6. Ricarica lʼistruzione che ha causato il page fault 9.11 Silberschatz, Galvin and Gagne 2005 Ripristino dellʼistruzione possibili complicazioni Esempio: Istruzione che muove dati oltre il limite delle pagine block move Operazioni autoreferenziali 9.12 Silberschatz, Galvin and Gagne

7 9.13 Silberschatz, Galvin and Gagne 2005 Tasso di Page Fault 0 p 1.0 if p = 0 nessun page fault if p = 1, ogni indirizzamento causa page fault Tempo Effettivo di Accesso (EAT) EAT = (1 p) x accesso in memory + p (overhead di page fault + swap page out + swap page in + overhead di ripristino ) 9.14 Silberschatz, Galvin and Gagne

8 Tempo di accesso in Memoria = 200 nanosec. Tempo medio di servizio di page-fault = 8 msec. EAT = (1 p) x p (8 msec) = (1 p) x p x 8,000,000 = p x 7,999,800 nanosec. Se un indirizzamento ogni 1,000 causa page fault, allora EAT = 8.2 microsec. Cioeʼ un fattore di rallentamento pari a 40!! 9.15 Silberschatz, Galvin and Gagne 2005 La memoria virtuale determina ulteriori vantaggi. Es.: creazione dei processi con Copy-on-Write 9.16 Silberschatz, Galvin and Gagne

9 Copy-on-Write (COW): processo padre e processo figlio condividono, inizialmente, le stesse pagine di memoria solo se uno di loro modifica una pagina condivisa, di tale pagina viene creata copia privata COW velocizza la fase di creazione dei processi, in quanto solo le pagine modificate vengono ricopiate 9.17 Silberschatz, Galvin and Gagne Silberschatz, Galvin and Gagne

10 Copy page C 9.19 Silberschatz, Galvin and Gagne 2005 Sostituzione delle pagine Cerca una pagina in memoria ma non in uso e copiala nellʼarea di swap del disco (swap out) algoritmi performance lʼalgoritmo ottimale dovrebbe minimizzare il numero di page fault Una stessa pagina puoʼ venire caricata in memoria in diversi momenti 9.20 Silberschatz, Galvin and Gagne

11 Uso di un bit di modifica (dirty bit) per ridurre lʼoverhead dovuto allo swap out delle pagine solo pagine modificate vengono ricopiate su disco In virtuʼ del criterio di sostituzione delle pagine, la memoria virtuale e fisica possono avere dimensioni anche notevolmente differenti 9.21 Silberschatz, Galvin and Gagne Silberschatz, Galvin and Gagne

12 1. Trova la locazione della pagina desiderata su disco 2. Trova un frame libero: - se ne esiste uno, usalo - se tutti I frame sono occupati, usa un algoritmoo di sostituzione delle pagine per selezionare il frame da liberare 3. Copia la pagina desiderata nel frame liberato; aggiorna le tabelle delle pagine e dei frame 4. Ripristina il processo per lʼesecuzione 9.23 Silberschatz, Galvin and Gagne Silberschatz, Galvin and Gagne

13 Scopo: minimizzare il tasso di page-fault Valutazione fatta considerando sequenze campione di riferimenti alle pagine (stringa dei riferimento) e calcolando il numero di fage fault determinati da tale sequenza Consideriamo la stringa dei riferimenti: 1, 2, 3, 4, 1, 2, 5, 1, 2, 3, 4, Silberschatz, Galvin and Gagne Silberschatz, Galvin and Gagne

14 Stringa dei riferimenti: 1, 2, 3, 4, 1, 2, 5, 1, 2, 3, 4, 5 3 frame (3 pagine possono essere in memoria contemporaneamente) page fault 4 frame page fault Anomalia di Belady: piuʼ frame e piuʼ page fault 9.27 Silberschatz, Galvin and Gagne Silberschatz, Galvin and Gagne

15 9.29 Silberschatz, Galvin and Gagne 2005 Sostituisce la pagina che, tra quelle presenti in memoria, verraʼ usata piuʼ tardi Esempio con 4 frame 1, 2, 3, 4, 1, 2, 5, 1, 2, 3, 4, page fault 4 5 Problema: dovremmo sapere I riferimenti futuri Performance di riferimento per il confronto degli algoritmi 9.30 Silberschatz, Galvin and Gagne

16 9.31 Silberschatz, Galvin and Gagne 2005 Stringa dei Riferimenti: 1, 2, 3, 4, 1, 2, 5, 1, 2, 3, 4, Implementazione mediante contatori Un contatore per pagina; ad ogni riferimento, si copia il clock nel contatore 9.32 Silberschatz, Galvin and Gagne

17 9.33 Silberschatz, Galvin and Gagne 2005 Implementazione mediante Stack stack dei numeri di pagina implementato mediante una lista doppiamente linkata Ad ogni riferimento di pagina giaʼ in memoria: Muovi lʼelemento corrispondente al top dello stack Modifica di 6 puntatori tempo di ricerca ridotto 9.34 Silberschatz, Galvin and Gagne

18 9.35 Silberschatz, Galvin and Gagne 2005 Bit dei riferimenti Un bit, inizialmente =0, associato ad ogni pagina Quando si indirizza una pagina il bit eʼ posto a 1 Sostituzione: una pagina con bit di riferimento a 0 (se cʼeʼ) Non si tiene conto dellʼordine temporale dei riferimenti Bit dei riferimenti memorizzati ad intervalli regolari Seconda chance Bit dei riferimenti Sostituzione circolare (Clock replacement) se la pagina da sostituire (in ordine circolare) ha il bit a 1: Poni il bit a 0 Lascia la pagina in memoria Applica la stessa regola provando a sostituire la pagina che segue (nellʼordine circolare) 9.36 Silberschatz, Galvin and Gagne

19 9.37 Silberschatz, Galvin and Gagne 2005 Conta il numero di rifererimenti fatti ad una pagina ad in intervalli di tempo di lunghezza prefissata Algoritmo LFU: sostituisci pagina il cui contatore presenta il minimo valore Problema: pagine con molti riferimenti in un breve intervallo di tempo, rimangono in memoria anche una volta divenute obsolete MFU Algorithm: il contrario di LFU la pagina con il valore piuʼ basso probabilmente eʼ stata caricata da poco e saraʼ usata frequentemente nei prossimi indirizzamenti 9.38 Silberschatz, Galvin and Gagne

20 Ogni processo ha bisogno di un numero minimo di pagine in memoria alcune istruzioni potrebbero indirizzare memoria che eʼ a cavallo di piuʼ pagine Politiche di allocazione Allocazione statica Allocazione dinamica (o a prioritaʼ) 9.39 Silberschatz, Galvin and Gagne 2005 Allocazione uniforme Es. : 100 frame e 5 processi. Ogni processo riceve 20 frame. Allocazione proporzionale in funzione della taglia dei processi s i = taglia del processo p i S = s i m = numero totale di frame m = 64 s = 10 s i 2 a i = allocazione per p i = s i S m = a1 = a2 = Silberschatz, Galvin and Gagne

21 Allocazione proporzionale, basata su prioritaʼ anzicheʼ taglia Se P i genera un page fault, Sostituisci uno dei suoi frame Sostituisci il frame di un processo con prioritaʼ piuʼ bassa 9.41 Silberschatz, Galvin and Gagne 2005 Sostituzione Globale il frame per la sostituzione eʼ scelto tra tutti I frame; un processo puoʼ usare un frame allocato ad un altro processo Sostituzione Locale ogni processo puoʼ operare sostituzione di pagina solo nei frame ad esso giaʼ allocati Il sistema puoʼ modificare la quantitaʼ di frame allocati ad un processo dinamicamente 9.42 Silberschatz, Galvin and Gagne

22 Se un processo non ha abbastanza pagine, il tasso di page fault puoʼ diventare molto alto. Conseguenze: Sottoutilizzo della CPU SO pensa che si possa aumentare il livello di multiprogrammazione Un altro processo viene aggiunto Thrashing maggior parte del tempo speso in operazioni di swapping di pagine 9.43 Silberschatz, Galvin and Gagne Silberschatz, Galvin and Gagne

23 Percheʼ la paginazione su richiesta funziona? Criterio delle localitaʼ I Processi migrano da una localitaʼ allʼaltra Le Localitaʼ di un processo possono essere sovrapposte Percheʼ si ha trashing? Taglia totale delle localitaʼ > taglia della memoria 9.45 Silberschatz, Galvin and Gagne Silberschatz, Galvin and Gagne

24 Δ finestra dellʼinsieme di lavoro a numero fissato di riferimenti di pagina Es: 10,000 istruzioni WSS i (insieme di lavoro del processo P i ) = #pagine indirizzate nei precedenti Δ Δ troppo piccolo puoʼ non contenere lʻintera localitaʼ Δ troppo grande puoʼ contenere piuʼ localitaʼ Δ = tutte le pagine usate dal processo D = Σ WSS i #totale di frame richiesti se D > m Thrashing Criterio: se D > m, sospendi uno dei processi 9.47 Silberschatz, Galvin and Gagne Silberschatz, Galvin and Gagne

25 Approssimazione mediante un timer + bit di riferimento Es.: Δ = 10,000 Il Timer genera un segnale ogni 5000 unitaʼ di tempo 2 bit associati ad ogni pagina memorizzano i precedenti bit di riferimento Ad ogni interruzione del timer i bit di riferimento delle pagine vengono copiati e azzerati Se almeno uno dei bit in memoria = 1 pagina nellʼinsieme di lavoro Eʼ unʼapprossimazione poco accurata Maggiore precisione: 10 bit e interruzioni frequenti (es.: ogni 1000 unitaʼ di tempo) 9.49 Silberschatz, Galvin and Gagne 2005 Fissa un tasso accetabile di page-fault Se il tasso attuale eʼ basso, il processo perde frame Se il tasso attuale eʼ alto,al processo vengono allocati piuʼ frame 9.50 Silberschatz, Galvin and Gagne

26 I/O con file mappati in memoria permette la gestione dei file in termini di accessi alla memoria. Un blocco del disco viene mappato ad una pagina di memoria Un file viene inizialmente letto mediante paginazione a richiesta. Una porzione del file della dimensione di una pagine viene inizialmente trasferita del file-system in una pagina fisica. Ogni successiva istruzione di lettura/scrittura viene trattata come una operazione di accesso alla memoria. I/O semplificato Accesso alla memoria piuttosto che read()write() Piuʼ processi possono mappare lo stesso file in memoria Condivisione delle pagine 9.51 Silberschatz, Galvin and Gagne Silberschatz, Galvin and Gagne

27 9.53 Silberschatz, Galvin and Gagne 2005 Trattata in maniera diversa dalla memoria utente Spesso allocata da uno spazio contiguo di memoria libera Il Kernel necessita di memoria per strutture dati di diverse dimensioni (spesso inferiore ad una pagina) Necessitaʼ di allocazioni contigue 9.54 Silberschatz, Galvin and Gagne

28 Allocata memoria da segmenti di taglia predefinita e in pagine di memoria contigue Memoria allocata in blocchi la cui dimensione eʼ una potenza-di-2 Le richieste vengono arrotondate alla minima potenza di due superiore sufficiente Quando si richiede meno memoria, il blocco di memoria viene suddiviso in due buddy della potenza di 2 inferiore Si continua con le suddivisioni fino alla generazione di blocchi di taglia appropriata 9.55 Silberschatz, Galvin and Gagne Silberschatz, Galvin and Gagne

29 Slab : una o piuʼ pagine contigue contiguous pages Cache : uno o piuʼ slab Ogni cache corrisponde ad una struttura dati specifica del kernel Ogni cache contiene oggeti istanze della struttura dati Alla creazione, la cache contine oggetti vuoti Lʼallocazione, cambia lo stato dellʼoggetto ad usato Slab pieno il prossimo oggetto allocato da uno slab vuoto Nessuno slab vuoto allocazione di un nuovo slab Benefici: Nessuna frammentazione, allocazione rapida 9.57 Silberschatz, Galvin and Gagne Silberschatz, Galvin and Gagne

30 Prepaging Scopo: ridurre lʼalto tasso di page falut che si verifica nelle prime fasi dellʼesecuzione di un processo Schema: carica un certo numero delle pagine che un processo necessiteraʼ prima che ad esse venga fatto accesso Problema: se le pagine prepaginate non vengono utilizzate, la memoria e le operazioni di I/O eseguite risultano perse Se s pagine sono prepaginate e solo α di esse vengono usate Page fault evitati = s * α Costo di prepaginazione = s * (1- α) (unnecessary pages)? α ~ 0 prepaginazione eʼ deleteria 9.59 Silberschatz, Galvin and Gagne 2005 TLB Reach Quantitaʼ di memoria accessibile dalla TLB TLB Reach = (TLB Size) X (Page Size) Idealmente, lʼinsieme di lavoro di ogni processo eʼ nella TLB Altrimenti, alto tasso di page fault Soluzioni: Aumenta la taglia delle pagine Aumenta la frammentazione interna Pagine di taglia variabile Riduce il rischio di frammentazione interna 9.60 Silberschatz, Galvin and Gagne

31 Int[128,128] data; Ogni riga in una pagina diversa Programma 1 for (j = 0; j <128; j++) for (i = 0; i < 128; i++) data[i,j] = 0; 128 x 128 = 16,384 page fault Programma 2 for (i = 0; i < 128; i++) for (j = 0; j < 128; j++) data[i,j] = 0; 128 page fault 9.61 Silberschatz, Galvin and Gagne 2005 I/O Interlock Alcune pagine devono essere bloccate in memoria Es.: I/O Pagine usate per copiare un file da un dispositivo devono essere bloccate in modo da evitare che vengano swapped out prima della ricezione dei dati dal dispositivo I/O 9.62 Silberschatz, Galvin and Gagne

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