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Universidade Federal do ParáInstituto de Ciências Exatas e NaturaisFaculdade de Computação
SISTEMAS OPERACIONAIS
MemóriaAula 14
Regiane [email protected]
Implementação da Tabela de Páginas SO deve manter:
Molduras livres \ alocadas; Números de frames e páginas de um processo; Uma entrada para cada moldura e para cada
processo.
Implementação da Tabela de Páginas: Via Registradores Via Memória Memória Associativa
Implementação da tabela de páginas via registradores
Tabela de páginas é mantida por um conjunto de registradores: Uma entrada para cada página virtual. Quando processo é inicializado, o SO carrega os
registradores com a tabela de página do processo. Vantagens:
Direto. Não requer referências à memória durante
mapeamento. Desvantagens:
Implementação cara. Necessidade de carregar a tabela de páginas
completa a cada troca de contexto.
Tabela de páginas é mantida em memória Registrador:
Indica início da tabela - Page-table Base Register (PTBR).
Informa número de entradas - Page-table Length Register (PTLR).
Cada operação necessita de, no mínimo, dois acessos à memória.
Implementação da tabela de páginas via memória
Implementação da tabela de páginas em memória
Memória Associativa (Translation look-aside buffers – TLBs)
Meio termo entre implementação via registradores e via memória.
Baseado em uma memória cache especial (TLB) composta por um banco de registradores (memória associativa).
A ideia é manter a tabela de páginas em memória com uma cópia parcial da tabela em um banco de registradores (TLB): Página acessada está na TLB (hit): similar a
solução de registradores; Página acessada não está na TLB (miss): similar
a solução via memória.
Implementação de Tabela de Páginas via TLB
Aspectos relacionados com o uso da TLB
Melhora o desempenho no acesso à tabela de páginas
Desvantagem: Uma única TLB (pertencente à MMU) é
compartilhada entre todos os processos.
Um acesso pode ser feito em duas partes: Se a página está presente na TLB a tradução é
feita; Se a página não está presente na TLB, consulta a
tabela em memória e atualiza a entrada na TLB.
Como lidar com espaço de endereço virtual muito extenso:1. Tabelas de Páginas Multinível Objetivo:
Evitar que todas as páginas fiquem na memória o tempo todo.
Endereço virtual: Exemplo:
Considere um endereço virtual de 32 bits, dividido em um campo PT1 de 10 bits; um campo PT2 de 10 bits e o campo Deslocamento de 12 bits.
Total de páginas virtuais PT1 + PT2 = 20 bits = 220
Tamanho de cada página Deslocamento = 12 bits = 212 = 4kB
...PT1 PT2 PTn Deslocamento
Como lidar com espaço de endereço virtual muito extenso:1. Tabelas de Páginas Multinível
Suponha que um processo necessite de 12 MB: 4 MB da base da memória para o código do
programa; 4 MB para os dados do programa; 4 MB do topo da memória para a pilha.
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Tabela de Páginas de dois níveis
Endereço de 32 bitsE.E.V. = 4 GB
0
1234
5
1023
Tabela de páginasde nível 2
Tabela de páginas para os 4MB do topo da
memória(pilha)
PT1 PT2Deslocamento
10 10 12 Bits
. .
.
. .
.
0
12
3
4
5
1023
Tabela de páginas
de nível 1
(Código doPrograma)
(Dados doPrograma)
Como lidar com espaço de endereço virtual muito extenso:1. Tabelas de Páginas Multinível
Neste caso, embora o espaço de endereçamento possua mais de um milhão de páginas virtuais, somente quatro tabelas de páginas são realmente necessárias:
A tabela de nível 1 e as três tabelas de nível 2 referentes aos endereços de 0 a 4 M (código do programa), de 4 M a 8 M (para os dados) e aos 4 M do topo (para a pilha).
Os bits presente/ausente nas 1021 entradas da tabela de páginas de nível 1 são marcado com 0.
Pode ser expandido para três, quatro ou mais níveis.
Como lidar com espaço de endereço virtual muito extenso:2. Tabelas de Páginas Invertidas
Para espaços de endereçamento virtuais de 32 bits, a tabela de páginas multinível funciona razoavelmente bem. Entretanto, essa situação muda drasticamente, à medida que surgem computadores de 64 bits.
Espaço de endereçamento virtual = 264 bytes Se tamanho da página = 4 KB. Tabela de páginas com 252 entradas (Inviável!!!).
Possível solução:
TABELA DE PÁGINAS INVERTIDAS
Como lidar com espaço de endereço virtual muito extenso:2. Tabelas de Páginas Invertidas
Cada entrada informa que o par (processo, página virtual) está localizado na moldura de página.
: Endereço virtual de 64 bits Página de 4 KB 1 GB de RAM
Tabela de página invertida = 1GB / 4KB = 218 = 262.144 entradas
Como lidar com espaço de endereço virtual muito extenso:2. Tabelas de Páginas Invertidas Tabela baseada na memória real (moldura), ao
invés do espaço de endereçamento virtual. Vantagem:
Economia de espaço na memória RAM
Desvantagens: Tradução de virtual para físico torna-se muito mais
difícil; Deve-se pesquisar em toda a tabela de páginas
invertidas a entrada (n, p), onde o processo n referencia a página virtual p, a cada referência à memória, e não somente nas faltas de páginas.
Possível solução: Memória Associativa
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Memória Virtual por Segmentação Técnica de gerenciamento de memória onde o
espaço de endereçamento virtual é dividido em blocos de tamanhos diferentes chamados Segmentos.
Paginação: Um programa é dividido em páginas de tamanho fixo, sem qualquer ligação com a sua estrutura.
Segmentação: Existe uma relação entre a lógica do programa e sua alocação na MP.
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Geralmente, a definição do segmento é realizada pelo compilador, a partir do código fonte do programa.
Cada segmento pode representar um procedimento, uma função, vetor, pilha etc.
O espaço de endereçamento virtual de um processo possui um número máximo de segmentos que podem existir, onde cada segmento pode variar de tamanho dentro de um limite.
Memória Virtual por Segmentação
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O tamanho do segmento pode variar durante a execução do programa, facilitando a implementação de estruturas de dados dinâmicas.
O mecanismo de mapeamento é muito semelhante ao da Paginação: Segmentos são mapeados através de Tabelas de
Segmentos. Os endereços virtuais são compostos pelo número do
segmento virtual (entrada da tabela de segmentos) + Deslocamento.
Memória Virtual por Segmentação
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Para que a Segmentação funcione de forma eficiente, os programas devem estar bem modularizados.
Para alocar os segmentos na MP, o SO mantém uma tabela com as áreas livres e ocupadas na memória.
Quando um novo segmento é referenciado, o SO seleciona um espaço livre suficiente para que o segmento seja carregado na MP.
Memória Virtual por Segmentação
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Alocação de segmentos segue os algoritmos já estudados:
FIRST-FIT BEST-FIT NEXT-FIT WORST-FIT QUICK- FIT
Memória Virtual por Segmentação