Monografias | Gestión de Memoria - Sistemas operativos IGestión de Memoria - Sistemas operativos IResumen: Memoria real. Memoria virtual. Segmentación. La memoria es uno de los principales recursos de la computadora, la cual debe de administrarse con mucho cuidado. Aunque actualmente la mayoría de los sistemas de cómputo cuentan con una alta capacidad de memoria, de igual manera las aplicaciones actuales tienen también altos requerimientos de memoria, lo que sigue generando escasez de memoria en los sistemas multitarea y/o multiusuario. Introducción La memoria es uno de los
principales recursos de la computadora, la cual debe de administrarse con mucho
cuidado. Aunque actualmente la mayoría de los sistemas de cómputo cuentan con
una alta capacidad de memoria, de igual manera las aplicaciones actuales tienen
también altos requerimientos de memoria, lo que sigue generando escasez de
memoria en los sistemas multitarea y/o multiusuario. La parte del sistema operativo
que administra la memoria se llama administrador de memoria y su labor consiste
en llevar un registro de las partes de memoria que se estén utilizando y
aquellas que no, con el fin de asignar espacio en memoria a los procesos cuando
éstos la necesiten y liberándola cuando terminen, así como administrar el
intercambio entre la memoria principal y el disco en los casos en los que la
memoria principal no le pueda dar capacidad a todos los procesos que tienen
necesidad de ella. Los sistemas de administración de
memoria se pueden clasificar en dos tipos: los que desplazan los procesos de la
memoria principal al disco y viceversa durante la ejecución y los que no. El propósito principal de una
computadora es el de ejecutar programas, estos programas, junto con la
información que accesan deben de estar en la memoria principal (al menos
parcialmente) durante la ejecución. Para optimizar el uso del CPU y
de la memoria, el sistema operativo debe de tener varios procesos a la vez en la
memoria principal, para lo cual dispone de varias opciones de administración
tanto del procesador como de la memoria. La selección de uno de ellos depende
principalmente del diseño del hardware para el sistema. A continuación se
observarán los puntos correspondientes a la administración de la memoria. MEMORIA REAL La memoria real o principal es en
donde son ejecutados los programas y procesos de una computadora y es el espacio
real que existe en memoria para que se ejecuten los procesos. Por lo general
esta memoria es de mayor costo que la memoria secundaria, pero el acceso a la
información contenida en ella es de más rápido acceso. Solo la memoria cache es
más rápida que la principal, pero su costo es a su vez mayor. SIN INTERCAMBIO 1.1.1.- Monoprogramación sin
intercambio o paginación Cuando solo se tiene un proceso
que ocupe la memoria a la vez, el esquema de la administración de la memoria es
el más sencillo que hay. Sin embargo, éste método ya no tiene aplicación en la
actualidad, ya que era visto en las computadoras con sistemas operativos de un
solo usuario y una sola tarea. El usuario introducía su disco a la computadora
(por lo general, la máquina no contaba con disco duro) y ejecutaba su
aplicación, la cual acaparaba toda la máquina. La figura 1 muestra la
organización de la memoria usando este sistema. La memoria se divide entre el
sistema operativo y el proceso de un solo usuario. La más conocida es la que
muestra el inciso c, que es la usada por las PC’ de IBM. Los controladores de
dispositivo los almacena en memoria ROM, en un bloque de 8K de la parte superior
del espacio de direcciones de 1M. El ejemplo más claro de este
esquema es el que podemos ver en el sistema operativo MS-DOS, en que el usuario
escribe un comando al sistema y al ejecutarse el sistema operativo lo carga a
memoria desde el disco y realiza sus funciones. Cuando el proceso termina la
memoria es liberada y le muestra al usuario el indicador de comandos (prompt)
en la pantalla. 1.1.2.- Multiprogramación y
uso de memoria Esta organización facilita la
programación de una aplicación al dividirla en dos o más procesos. Además ofrece
la capacidad de tener más de un proceso a la vez en memoria así puede ofrecer
servicios a varios usuarios a la vez. El esquema de multiprogramación
incrementa el aprovechamiento del CPU, dado que a diferencia de la
monoprogramación en donde solo un proceso reside en memoria a la vez limitando
el uso del procesador a las llamadas que requiera dicho proceso, desperdiciando
un promedio del 80% del tiempo del procesador. En cambio la multiprogramación,
al tener varios procesos en la memoria principal y dividiéndose el tiempo de uso
del procesador, logra reducir drásticamente el desperdicio del procesador. 1.1.3.- Multiprogramación con
particiones fijas Para poder implementar la
multiprogramación, se puede hacer uso de particiones fijas o variables en la
memoria. En el caso de las particiones fijas, la memoria se puede organizar
dividiéndose en diversas partes, las cuales pueden variar en tamaño. Esta
partición la puede hacer el usuario en forma manual, al iniciar una sesión con
la máquina. Una vez implementada la
partición, hay dos maneras de asignar los procesos a ella. La primera es
mediante el uso de una cola única (figura 2a) que asigna los procesos a los
espacios disponibles de la memoria conforme se vayan desocupando. El tamaño del
hueco de memoria disponible es usado para localizar en la cola el primer proceso
que quepa en él. Otra forma de asignación es buscar en la cola el proceso de
tamaño mayor que se ajuste al hueco, sin embargo hay que tomar en cuenta que tal
método discrimina a los procesos más pequeños. Dicho problema podría tener
solución si se asigna una partición pequeña en la memoria al momento de hacer la
partición inicial, el cual sería exclusivo para procesos pequeños. Fig. 2. (a) Particiones fijas
en memoria con una cola única de entrada. (b) Particiones fijas en memoria con
colas exclusivas para cada tamaño diferente de la partición. El espacio asignado
a la partición 2 está en desuso. Esta idea nos lleva a la
implementación de otro método para particiones fijas, que es el uso de
diferentes colas independientes (figura 2b) exclusivas para cierto rango en el
tamaño de los procesos. De esta manera al llegar un proceso, éste sería asignado
a la cola de tamaño más pequeño que la pueda aceptar. La desventaja en esta
organización es que si una de las colas tiene una larga lista de procesos en
espera, mientras otra cola esta vacía, el sector de memoria asignado para ese
tamaño de procesos estaría desperdiciándose. CON INTERCAMBIO 1.2.1.- Multiprogramación con
particiones variables Este esquema fue originalmente
usado por el sistema operativo IBM OS/360 (llamado MFT), el cual ya no está en
uso. El sistema operativo lleva una
tabla indicando cuáles partes de la memoria están disponibles y cuáles están
ocupadas. Inicialmente, toda la memoria está disponible para los procesos de
usuario y es considerado como un gran bloque o hueco único de memoria. Cuando
llega un proceso que necesita memoria, buscamos un hueco lo suficientemente
grande para el proceso. Si encontramos uno, se asigna únicamente el espacio
requerido, manteniendo el resto disponible para futuros procesos que requieran
de espacio. Consideremos el ejemplo de la
figura 3, en donde se cuenta un espacio reservado para el sistema operativo en
la memoria baja de 400K y un espacio disponible para procesos de usuario de
2160K, siendo un total de memoria del sistema de 2560K. Dada la secuencia de
procesos de la figura y usando un algoritmo de First Come – First Served
(FCFS) se puede asignar de inmediato memoria a los procesos P1,
P2 y P3, creando el mapa de memoria de la figura 4(a) en
el cual queda un hueco de 260K que ya no puede ser utilizado por el siguiente
proceso dado que no es suficiente para abarcarlo. Usando un proceso de asignación
Round-Robin con un quantum de 1 unidad de tiempo, el proceso P2
terminaría en la unidad de tiempo 14, liberando esa cantidad de memoria,
como se muestra en la figura 4(b). Entonces el sistema operativo checa la lista
de trabajos y asigna el siguiente proceso que quepa en el espacio de memoria
liberado. El proceso P4 produce el mapa de memoria que se muestra en
la figura 4(c). El proceso P1 terminará en la unidad de tiempo 28
para producir el mapa de la figura 4(d) y entonces se asigna el proceso P5
generando el mapa de la figura 4(e). Cuando a un proceso se le asigna
un espacio y es cargado a la memoria principal, puede entonces competir para el
uso del CPU. 1.2.1.1.- Compactación de
memoria Cuando un proceso llega y
necesita memoria, el sistema operativo busca en la tabla de huecos alguno lo
suficientemente grande para el proceso. Si el hueco es muy grande, lo parte en
dos. Una parte es asignada al proceso y la otra se identifica como hueco. Cuando
el proceso termina y la memoria es liberada, el espacio es identificado como un
hueco más en la tabla y si el nuevo hueco es adyacente con otro, ambos huecos se
unen formando un solo hueco más grande. En ese momento se debe de checar si no
existen procesos a los que este nuevo hueco pueda darles cabida. 1.2.1.2.- Asignación dinámica El proceso de compactación del
punto anterior es una instancia particular del problema de asignación de memoria
dinámica, el cual es el cómo satisfacer una necesidad de tamaño n con una
lista de huecos libres. Existen muchas soluciones para el problema. El conjunto
de huecos es analizado para determinar cuál hueco es el más indicado para
asignarse. Las estrategias más comunes para asignar algún hueco de la tabla son: Se ha demostrado mediante
simulacros que tanto el primer y el mejor ajuste son mejores que el peor ajuste
en cuanto a minimizar tanto el tiempo del almacenamiento. Ni el primer o el
mejor ajuste es claramente el mejor en términos de uso de espacio, pero por lo
general el primer ajuste es más rápido. 1.2.2.- Administración de la
memoria con mapas de bits Este tipo de administración
divide la memoria en unidades de asignación, las cuales pueden ser tan pequeñas
como unas cuantas palabras o tan grandes como varios kilobytes. A cada unidad de
asignación le corresponde un bit en el mapa de bits, el cual toma el valor de 0
si la unidad está libre y 1 si está ocupada (o viceversa). Un mapa de bits es una forma
sencilla para llevar un registro de las palabras de la memoria en una cantidad
fija de memoria, puesto que el tamaño del mapa sólo depende del tamaño de la
memoria y el tamaño de la unidad de asignación. 1.2.3.- Administración de la
memoria con listas ligadas Otra forma de mantener un
registro de la memoria es mediante una lista ligada de los segmentos de memoria
asignados o libres, en donde un segmento puede ser un proceso o un hueco entre
dos procesos. La memoria de la figura 7(a) está mostrada como una lista ligada
de segmentos en la figura 7(b). Cada entrada de la lista especifica un hueco (H)
o un proceso (P), la dirección donde comienza, su longitud y un apuntador a la
siguiente entrada. En este ejemplo, la lista de
segmentos está ordenada por direcciones, lo que da la ventaja de que al terminar
o intercambiar un proceso, la actualización de la lista es directa. 1.2.4.- Asignación del hueco
de intercambio En algunos sistemas, cuando el
proceso se encuentra en la memoria, no hay un hueco en el disco asignado a él.
Cuando deba intercambiarse, se deberá asignar un hueco para él en el área de
intercambio del disco. Los algoritmos para la administración del hueco de
intercambio son los mismos que se utilizan para la administración de la memoria
principal. En otros sistemas, al caerse un
proceso, se le asigna un hueco de intercambio en el disco. Cuando el proceso sea
intercambiado, siempre pasará al hueco asignado, en vez de ir a otro lugar cada
vez. Cuando el proceso concluya, se libera el hueco de intercambio. La única
diferencia es que el hueco en disco necesario para un proceso debe representarse
como un número entero de bloques del disco. Por ejemplo, un proceso de 13.5 K
debe utilizar 14K (usando bloques de 1K). 1.2.5.- Fragmentación La fragmentación es la memoria
que queda desperdiciada al usar los métodos de gestión de memoria que se vieron
en los métodos anteriores. Tanto el primer ajuste, como el mejor y el peor
producen fragmentación externa. La fragmentación es generada
cuando durante el reemplazo de procesos quedan huecos entre dos o más procesos
de manera no contigua y cada hueco no es capaz de soportar ningún proceso de la
lista de espera. Tal vez en conjunto si sea espacio suficiente, pero se
requeriría de un proceso de defragmentación de memoria o compactación para
lograrlo. Esta fragmentación se denomina fragmentación externa. Existe otro tipo de fragmentación
conocida como fragmentación interna, la cual es generada cuando se reserva más
memoria de la que el proceso va realmente a usar. Sin embargo a diferencia de la
externa, estos huecos no se pueden compactar para ser utilizados. Se debe de
esperar a la finalización del proceso para que se libere el bloque completo de
la memoria. MEMORIA VIRTUAL PAGINACIÓN Hasta ahora, los métodos que
hemos visto de la administración de la memoria principal, nos han dejado con un
problema: fragmentación, (huecos en la memoria que no pueden usarse debido a lo
pequeño de su espacio) lo que nos provoca un desperdicio de memoria principal. Una posible solución para la
fragmentación externa es permitir que espacio de direcciones lógicas lleve a
cabo un proceso en direcciones no contiguas, así permitiendo al proceso ubicarse
en cualquier espacio de memoria física que esté disponible, aunque esté
dividida. Una forma de implementar esta solución es a través del uso de un
esquema de paginación. La paginación evita el considerable problema de ajustar
los pedazos de memoria de tamaños variables que han sufrido los esquemas de
manejo de memoria anteriores. Dado a sus ventajas sobre los métodos previos, la
paginación, en sus diversas formas, es usada en muchos sistemas operativos. Al utilizar la memoria virtual,
las direcciones no pasan en forma directa al bus de memoria, sino que van a una
unidad administradora de la memoria (MMU –Memory Management Unit). Estas
direcciones generadas por los programas se llaman direcciones virtuales y
conforman el hueco de direcciones virtuales. Este hueco se divide en unidades
llamadas páginas. Las unidades correspondientes en la memoria física se llaman
marcos para página o frames. Las páginas y los frames tienen siempre el
mismo tamaño. 2.1.1.- Tablas de páginas Cada página tiene un número que
se utiliza como índice en la tabla de páginas, lo que da por resultado el número
del marco correspondiente a esa página virtual. Si el bit presente / ausente es
0, se provoca un señalamiento (trap) hacia el sistema operativo. Si el
bit es 1, el número de marco que aparece en la tabla de páginas se copia en los
bits de mayor orden del registro de salida, junto con el ajuste (offset)
de 12 bits, el cual se copia sin modificaciones de la dirección virtual de
entrada. Juntos forman una dirección física de 15 bits. El registro de salida se
coloca entonces en el bus de la memoria como la dirección en la memoria física. En teoría, la asociación de las
direcciones virtuales con las físicas se efectúa según lo descrito. El número de
página virtual se divide en un número de página virtual (los bits superiores)y
un ajuste (los bits inferiores). El número de página virtual se utiliza como un
índice en la tabla de páginas para encontrar la entrada de esa página virtual.
El número de marco (si existe) se determina a partir de la tabla de páginas. El
número de marco se asocia al extremo superior del ajuste y reemplaza al número
de página virtual para formar una dirección física que se puede enviar a la
memoria. La finalidad de la tabla de
páginas es asociar las páginas virtuales con los marcos. En términos
matemáticos, la tabla de páginas es una función, cuyo argumento es el número de
página virtual y como resultado el número del marco físico. Mediante el
resultado de esta función, se puede reemplazar el campo de la página virtual de
una dirección virtual por un campo de marco, lo que produce una dirección en la
memoria física. Sin embargo hay que enfrentar dos aspectos fundamentales: El primer punto proviene del
hecho de que las computadoras modernas utilizan direcciones virtuales de al
menos 32 bits. Por ejemplo, si el tamaño de página es de 4K, un hueco de
direcciones de 32 bits tiene un millón de páginas; en el caso de un hueco de
direcciones de 64 bits, se tendría más información de la que uno quisiera
contemplar. El segundo punto es consecuencia
del hecho de que la asociación virtual – física debe hacerse en cada referencia
a la memoria. Una instrucción común tiene una palabra de instrucción y también
un operando de memoria. Entonces es necesario hacer una, dos o más referencias a
la tabla de páginas por cada instrucción. 2.1.2.- Algoritmos de
reemplazo de páginas Con el uso del método de
paginación se puede llegar a saturar la memoria si se incrementa demasiado el
nivel de multiprogramación. Por ejemplo, si se corren seis procesos, cada uno
con un tamaño de diez páginas de las cuales en realidad sólo utiliza cinco, se
tiene un mayor uso del CPU y con marcos de sobra. Pero pudiera suceder que cada
uno de esos procesos quiera usar las diez páginas resultando en una necesidad de
60 marcos, cuando solo hay 40 disponibles. Esto provoca sobre-asignación y
mientras un proceso de usuario se está ejecutando, ocurre un fallo de página. El
hardware se bloquea con el sistema operativo, el cual checa en sus tablas
internas y se da cuenta que es un fallo de página y no un acceso ilegal de
memoria. El sistema operativo determina si la página está residiendo en disco,
pero también determina que no hay marcos de memoria disponibles en la lista de
marcos libres. Al ocurrir el fallo de página, el
sistema operativo debe elegir una página para retirarla de la memoria y usar el
espacio para la página que se necesita para desbloquear el sistema y que el
hardware pueda seguir trabajando. Si la página por eliminar de la memoria fue
modificada, se debe volver a escribir al disco para mantener la información
actualizada; de lo contrario, si la página no fue modificada no es necesario
rescribir la información a disco y la página que se carga simplemente se escribe
sobre la página a borrar en memoria. La figura 8 muestra gráficamente un
intercambio de páginas entre la memoria principal y el disco (memoria
secundaria). Memoria Principal Memoria Secundaria Fig. 8. Se elimina de la
memoria principal una página que no esté en uso y se reemplaza por una página de
la cual el sistema operativo tiene necesidad de uso. 2.1.2.1.- Algoritmo aleatorio Este algoritmo consiste
simplemente en reemplazar aleatoriamente cualquier página de la memoria
principal, sin hacer ningún esfuerzo de predicción. Es el algoritmo más sencillo dado
que no requiere tener ninguna información, sin embargo, por no hacer uso de
dicha información sobre el comportamiento del proceso, no puede lograr un buen
desempeño. 2.1.2.2.- Algoritmo de
reemplazo de páginas óptimo Este algoritmo debe de tener el
menor índice de fallos de página de todos los algoritmos. En teoría, este
algoritmo debe de reemplazar la página que no va a ser usada por el periodo más
largo de tiempo. Desafortunadamente, el algoritmo
de reemplazo óptimo es fácil en teoría, pero prácticamente imposible de
implementar, dado que requiere conocer a futuro las necesidades del sistema. Tal algoritmo existe y ha sido
llamado OPT o MIN, pero se usa únicamente para estudios de comparaciones. Por
ejemplo, puede resultar muy útil saber que aunque algún nuevo algoritmo no sea
óptimo, está entre el 12.3% del óptimo y entre el 4.7% en promedio. 2.1.2.3.- Algoritmo de
reemplazo de páginas según el uso no tan reciente Este algoritmo hace uso de los
dos bits de estado que están asociados a cada página. Estos bits son: R, el cual
se activa cuando se hace referencia (lectura / escritura) a la página asociada;
y M, que se activa cuando la página asociada es modificada (escritura). Estos
bits deben de ser actualizado cada vez que se haga referencia a la memoria, por
esto es de suma importancia que sean activados por el hardware. Una vez activado
el bit, permanece en ese estado hasta que el sistema operativo, mediante
software, modifica su estado. Estos bits pueden ser utilizados
para desarrollar un algoritmo de reemplazo que cuando inicie el proceso, el
sistema operativo asigne un valor de 0 a ambos bits en todas las páginas. En
cada interrupción de reloj, limpie el bit R para distinguir cuáles páginas
tuvieron referencia y cuáles no. Cuando ocurre un fallo de página,
el sistema operativo revisa ambos bits en todas las páginas y las clasifica de
la siguiente manera: Clase 0: La página no ha sido
referenciada, ni modificada. Clase 1: La página no ha sido
referenciada, pero ha sido modificada. Clase 2: La página ha sido
referenciada, pero no ha sido modificada. Clase 3: La página ha sido
referenciada y también modificada. Una vez obtenida la
clasificación, elimina una página de manera aleatoria de la primera clase no
vacía con el número más pequeño. Esto porque para el algoritmo es mejor eliminar
una página modificada sin referencias en al menos un intervalo de reloj, que una
página en blanco de uso frecuente. A pesar de que este algoritmo no
es el óptimo, es fácil de implementar y de comprender y con mucha frecuencia es
el más adecuado. 2.1.2.4.- Algoritmo de
reemplazo "Primero en entrar, primero en salir" (FIFO) El algoritmo más sencillo para
remplazo de páginas es el FIFO (First In – First Out). Este algoritmo asocia a
cada página el momento en que ésta fue traída a memoria. Cuando una página debe
ser reemplazada se selecciona a la más antigua. No es estrictamente necesario
registrar el momento de entrada de la página a memoria, sino que se puede crear
una cola en la que se van agregando las páginas conforme van llegando a la
memoria. Cuando se debe eliminar una página, se selecciona la que está al frente
de la lista (o sea, la más antigua de la lista). Cuando llega una página nueva,
se inserta en la parte trasera de la cola. En la figura 9 se representa el
funcionamiento de éste algoritmo. Al igual que el algoritmo
aleatorio, este algoritmo es fácil de comprender y de programar. Sin embargo, su
desempeño no siempre es del todo bueno. La página reemplazada puede ser un
módulo de inicialización que fue usado hace mucho tiempo y ya no se tiene
necesidad de él. Por otro lado, puede contener una variable de uso muy frecuente
que fue inicializada de manera temprana y está en uso constante. 2.1.2.5.- Algoritmo de
reemplazo de páginas de la segunda oportunidad Este algoritmo es una
modificación del FIFO. El algoritmo hace uso del bit de referencia de la página.
Cuando una página ha sido seleccionada para reemplazo, se revisa el bit de
referencia. Si tiene valor de 0, se procede a reemplazar la página. Si por el
contrario, el bit de referencia es 1 se le da a la página una segunda
oportunidad. Cuando esto sucede, se le cambia
el bit de referencia a 0 y se actualiza su tiempo de llegada al tiempo actual
para que la página se colocada al final de la cola. De esta manera, la página
espera todo un ciclo completo de páginas para ser entonces reemplazada. Si la página tiene un uso muy
frecuente, el bit de referencia se mantendría constantemente en 1 y la página no
sería reemplazada. En la figura 10 se puede apreciar el funcionamiento del
algoritmo. 2.1.2.6.- Algoritmo de
reemplazo de páginas del reloj Modificando el algoritmo de la
segunda oportunidad (que a su vez es una modificación de FIFO) obtenemos el
algoritmo aumentado de la segunda oportunidad o algoritmo del reloj. Usamos la
misma clasificación vista en el algoritmo de uso no tan reciente (sección
2.1.2.3.). Cuando se presenta un fallo de
página, el algoritmo revisa la página a la que está apuntando la manecilla. Si
el bit de referencia es 0, la página es reemplazada con la nueva y la manecilla
avanza una posición. Si el bit es 1, entonces se limpia (cambia a 0) y la
manecilla avanza a la siguiente página y así sucesivamente hasta encontrar una
con bit 0. 2.1.2.7.- Algoritmo de
reemplazo de páginas "la de menor uso reciente" (LRU) Este algoritmo es una buena
aproximación al óptimo y se basa en al observación de que las páginas de uso
frecuente en las últimas instrucciones se utilizan con cierta probabilidad en
las siguientes. De la misma manera, es probable que las páginas que no hayan
sido utilizadas durante mucho tiempo permanezcan sin uso por bastante tiempo.
Implementando el algoritmo con esta base, al ocurrir un fallo de página, se
elimina la página que no haya sido utilizada durante el tiempo más grande. De
ahí su denominación: menor uso reciente (LRU - Least Recent Use). A diferencia de los algoritmos
anteriores, el LRU tiene un mejor rendimiento en cuanto al tiempo de
aprovechamiento del CPU y del uso de la memoria. Sin embargo, el problema con
este algoritmo es que su implementación es muy cara, ya que requiere de una
asistencia considerable de hardware. Otro problema es el de determinar un orden
para los marcos definido por el tiempo de menor uso. Para éste último hay dos
posibles implementaciones: SEGMENTACIÓN Otra opción para el manejo de la
memoria es usar una forma de liberar al programador de la tarea del control de
las tablas en expansión y contracción, de la misma forma que la memoria virtual
elimina la preocupación por organizar el programa en una serie de proyectos. Esto se puede lograr dotando a la
máquina de varios espacios independientes de direcciones llamados segmentos.
Cada segmento tiene una serie lineal de direcciones, desde 0 hasta cierto
máximo. La longitud de cada segmento puede variar de 0 hasta un máximo
permitido. Los distintos segmentos pueden tener y de hecho tienen por lo
general, longitudes distintas. Además, la longitud de un segmento puede variar
durante la ejecución. La longitud de un segmento de la pila puede crecer si algo
entra a la pila y decrecer si algo sale de ella. Puesto que cada segmento
constituye un espacio independiente de direcciones, los distintos segmentos
pueden crecer o reducirse en forma independiente sin afectar a los demás.
La segmentación también facilita
el uso de procedimientos o datos compartidos entre varios procesos. Un ejemplo
común son las bibliotecas compartidas (Shared DLL’s). Es frecuente que
las estaciones de trabajo modernas que ejecutan sistemas avanzados, con
ventanas, tengan bibliotecas gráficas de tamaño muy grande que se compilan casi
en todos los programas. En un sistema segmentado, la biblioteca gráfica se puede
colocar en un segmento y compartirse entre varios procesos, sin necesidad de
tenerla en el espacio de direcciones de cada proceso. Aunque también es posible tener
bibliotecas compartidas sin los sistemas con paginación pura, es mucho más
complejo. De hecho, estos sistemas simulan la segmentación. 2.2.1.- Segmentación pura La implantación de la
segmentación difiere del caso de la paginación en un sentido esencial: las
páginas tienen un tamaño fijo y los segmentos no. La figura 14 muestra un
ejemplo de memoria física que contiene al principio 5 segmentos. Consideremos
que el segmento 1 se elimina y su lugar se ocupa por el segmento 7, que es
menor. El área que queda entre el segmento 7 y el 2 es un hueco. Luego, el
segmento 4 se reemplaza por el segmento 5 y el segmento 3 es reemplazado por el
segmento 6. Después de que el sistema esté en ejecución durante cierto tiempo,
la memoria quedará dividida en varios bloques, algunos con segmentos y otros con
huecos.
Este fenómeno de fragmentación externa o checkboarding, desperdicia la memoria correspondiente a los huecos, pero es fácilmente corregido mediante el uso de la compactación. De esta forma los huecos son unificados, generando así un hueco de tamaño suficiente para albergar algún otro segmento más. 2.2.2.- Segmentación con paginación: MULTICS En el sistema MULTICS, una dirección lógica está formada por un número de segmento de 18-bit y un offset de 16 bit. Aunque este esquema crea un espacio de dirección de 34-bit, la sobrecarga en la tabla de segmentos es tolerable; solo se requiere de las suficientes localidades en la tabla de segmentos como haya segmentos, puesto que no debe haber localidades vacías. Sin embargo, con segmentos de palabras de 64K, es donde cada una consiste de 36 bits, el tamaño promedio de segmento puede ser grande y se podría presentar un problema de fragmentación externa. Aunque no lo fuera, el tiempo de búsqueda para ubicar un segmento, usando primer ajuste o mejor ajuste, puede ser prolongado. Lo que puede causar desperdicio de memoria debido a la fragmentación externa, o desperdicio de tiempo por las largas búsquedas o ambas. La solución al problema es paginar los segmentos. La paginación elimina la fragmentación externa y convierte el problema de ubicación en algo trivial: cualquier frame desocupado puede ser usado para una página deseada. En MULTICS, cada página consiste de palabras de 1K. En consecuencia, el offset del segmento (16 bits) es dividido en un número de página de 6 bit y un offset de página de 10 bit. El número de página se indexa en la tabla de páginas para obtener el número de frame. Finalmente, el número de frame es combinado con el offset de página para formar una dirección física. El esquema de esto se muestra en la figura 15.
Ahora se debe de tener una tabla de páginas individual para cada segmento. Sin embargo, dado que cada segmento está limitado en tamaño por su ubicación en la tabla de segmentos, la tabla de páginas no tiene que ser de tamaño completo, solo requiere de los espacios que son realmente necesarios. Al igual que en la paginación, la última página de cada segmento, por lo general no estará totalmente llena. En consecuencia, se tiene, en promedio, una fragmentación interna de media página por segmento.
2.2.3.- Segmentación con paginación: Intel 386 El sistema operativo IBM OS/2 de 32 bits es un sistema operativo que corre con las arquitecturas del procesador Intel 386 y 486. El 386 una la segmentación con paginación para su manejo de memoria. El número máximo de segmentos por proceso es de 16K y cada segmento puede llegar a ser de hasta 4 gigabytes. El tamaño de página es de 4K.
Fig. 16. Traducción de dirección en el Intel 80386
El espacio de direcciones lógicas está dividido en dos particiones. La primera partición consiste en segmentos de hasta 8K los cuales son privados para ese proceso. La segunda partición también consiste en segmentos de hasta 8K, los cuales son compartidos entre todos los procesos. La información de la primera partición es guardada en la tabla descriptora local (LDT – Local Descriptor Table), y la de la segunda partición es guardada en la tabla descriptora global (GDT – Global Descriptor Table). Cada registro de las tablas LDT y GDT consiste de 8 bytes con información detallada sobre un segmento en particular incluyendo la ubicación base y longitud del segmento. Cada segmento es paginado, y cada página es de 4K. Una tabla de páginas puede entonces consistir de hasta un millón de registros. Dado que cada registro consiste de 4 bytes, cada proceso puede llegar a necesitar hasta 4 megabytes de espacio de direcciones física para la tabla de páginas únicamente. Claro está que no sería conveniente alojar la tabla de páginas contigua en la memoria principal. La solución que es implementada en el esquema para el 386, es usar un esquema de paginación de dos niveles. La dirección lineal es dividida en un número de página consistente de 20 bits y un offset de página de 12 bits. Siendo que se pagina a la tabla de páginas, el número de páginas es a su vez dividido en un apuntador para el directorio de páginas de 10 bit y en un apuntador para la tabla de páginas de 10 bit. La transición de la dirección se puede apreciar en más detalle en la figura 16.
Referencias Bibliográficas:
Monografía realizada para la materia de Sistemas Operativos I a cargo de la profesora Patricia Parroquín por Ricardo Trejo Ramírez. rtrejo@hotmail.com, rctrejo@prodigy.net.mx Universidad Autónoma de Ciudad Juárez.
Ricardo Trejo Ramírez rtrejo@hotmail.com, rctrejo@prodigy.net.mx
Compartir Publicación enviada por Ricardo Trejo Ramirez Contactar mailto:rtrejo@hotmail.com Código ISPN de la Publicación EpyVZVZlVFrmUFuWvM Publicado Thursday 9 de October de 2003 Ultimas Publicaciones en ilustrados.com
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