Gestione della memoria centrale

COLLEGAMENTO DINAMICO E LIBRERIE CONDIVISE

Il funzionamento del collegamento dinamico è analogo a quello del caricamento, ma si riferisce

appunto al collegamento delle librerie.

Questo metodo si utilizza soprattutto per le librerie di sistema.

In ogni programma è presente una porzione di codice, detta stub, che indica come localizzare la

procedura di libreria o come caricare la libreria stessa se non è presente.

Il collegamento dinamico vale anche per gli aggiornamenti delle librerie. Una libreria vecchia può

essere sostituita dalla nuova e tutti i programmi che fanno riferimento alla vecchia usano

automaticamente quella nuova. Questo sistema è chiamato librerie condivise.

Al contrario del caricamento dinamico, il collegamento necessita dell’intervento da parte del SO, in

quanto solo quest’ultimo ha i permessi di controllare se la procedra richiesta è presente nello spazio

di memoria di un altro processo, o di consentire l’accesso allo stesso indirizzo di memoria a più

processi.

AVVICENDAMENTO (SWAPPING) DEI PROCESSI

Per definire lo swapping dei processi si può prendere come esempio l’algoritmo di scheduling

round-robin. Non appena è trascorso il quanto di tempo del processo in esecuzione, il quale deve

avere una durata tale che sia eseguito un numero ragionevole di operazioni, il gestore della memoria

scarica dalla memoria il processo appena terminato e carica nello spazio lasciato libero un nuovo

processo. Questa operazione determina un avvicendamento (o scambio) di processi e, nel frattempo,

la CPU assegna un quanto di tempo ad un altro processo.

Vi è però una limitazione causata

dall’associazione degli indirizzi. Infatti, se

l’associazione è avvenuta nella fase di

assemblaggio o di caricamento, allora il

processo non può essere ricaricato in

posizioni diverse, mentre, se è avvenuta nella

fase di esecuzione, allora il processo può

essere caricato in uno spazio diverso.

Inoltre lo swapping richiede la presenza di

una memoria ausiliaria, la quale dev’essere

abbastanza ampia in modo da contenere la

copia di tutte le immagini di memoria di tutti i

processi utente, e deve garantire un accesso

diretto ad esse.

Lo swapping è vincolato anche dal fatto che, prima di scaricare un processo dalla memoria, bisogna

assicurarsi che esso sia completamente terminato. Infatti è possibile che un processo sia in attesa di

un’operazione I/O. Questa operazione I/O potrebbe rischiare di utilizzare la memoria del processo

che si avvicenda a quello correntemente in attesa. Si può risolvere in due modi:

1. non si sostiuiscono processi che hanno operazioni I/O pendenti;

2. eseguendo operazioni I/O solo nella memoria I/O del sistema operativo.

ALLOCAZIONE CONTIGUA E METODO DELLE PARTIZIONI MULTIPLE

La memoria centrale è formata da due partizioni, una per il sistema operativo e l’altra per i processi

utente. Il sistema operativo può trovarsi sia in memoria alta che bassa, ma essendo il vettore delle

interruzioni posizionato in memoria bassa allora si suppone che lo sia anche il SO.

Generalmente, si vuole che in memoria centrale siano presenti più processi utente, perciò è

necessario stabilire come viene assegnata la memoria disponibile ai vari processi presenti nella coda

d’ingresso. Mediante l’allocazione contingua si fa in modo che ogni processo sia contenuto in una

singola sezione di memoria.

Un modo per suddividere la memoria può essere quello di creare delle partizioni aventi dimensione

fissa, ognuna delle quali deve contenere un unico processo.

Nel metodo della partizioni multiple (MVT) il grado di multiprogrammazione è quindi

influenzato dal numero di partizioni.

Il funzionamento è il seguente: quando una partizione è libera può essere occupata da un processo

presente nella coda d’ingresso, e risulta essere nuovamente libera una volta che il processo termina.

Il SO mantiene una tabella in cui vi sono le partizioni disponibili e quelle occupate e, inizialmente,

tutta la memoria è a disposizione dei processi utente. Tutta la memoria disponibile viene vista come

un grande buco (hole) e successivamente come una serie di buchi.

Quando si sceglie un processo dalla coda di ingresso, si valuta la memoria disponibile, la quale è

assegnata ai processi della coda fino a che è possibile soddisfare i requisiti del processo successivo,

ossia fino a che esiste un buco di memoria sufficientemente grande da poterlo accogliere.

Normalmente esiste sempre un insieme di buchi liberi di varie dimensioni, per cui, quando si

presenta un processo, il SO cerca un buco al quale assegnarlo; se il buco è troppo grande lo si divide

in due parti, una parte viene assegnata al processo e l’altra viene inserita nella lista dei buchi liberi

disponibili. Quando termina, il processo rilascia il buco, che si reinserisce nel l’insieme di quelli

liberi; se si trova accanto ad altri buchi, si uniscono tutti i buchi adiacenti per formarne uno più

grande. Questo procedimento si chiama allocazione dinamica della memoria.

Le soluzioni all’allocazione dinamica sono diverse, e si basano sui seguenti criteri:

first-fit: si assegna il primo buco di memoria abbastanza grande;

• best-fit: si assegna il più piccolo buco in grado di contenere il processo;

• worst-fit: si assegna il buco più grande.

•

FRAMMENTAZIONE ESTERNA E INTERNA

Entrambi i criteri first-fit e best-fit soffrono di frammentazione esterna, ossia quando si carica e

scarica un processo, la memoria disponibile viene suddivisa in tante piccole parti.

Quindi, si ha la frammentazione esterna quando lo spazio di memoria è abbastanza da accogliere un

processo ma non è contiguo, causando un blocco di memoria libera, sprecato, tra ogni coppia di

processi. La gravità di questo problema dipende dalla dimensione media dei processi; ad esempio,

un’analisi statistica sul first-fit ha dimostrato che, per n blocchi assegnati, se ne perdono in media

0,5n a causa della frammentazione.

La frammentazione può essere anche interna. Questo tipo di frammentazione si verifica quando

l’ultimo buco occupato da un processo rimane parzialmente libero, causando uno spreco di memoria

che però non influisce sulle prestazioni del sistema.

Si può far fronte alla frammentazione esterna mediante la compattazione, il cui scopo è quello di

riordinare il contenuto della memoria per riunire la memoria libera in un unico grosso blocco.

La compattazione è fattibile solo nella fase di esecuzione e solo se la rilocazione è dinamica.

PAGINAZIONE

La paginazione è un metodo di gestione della memoria che permette che lo spazio degli indirizzi

non sia contiguo, risolvendo il problema dell’utilizzo di una memoria ausiliaria.

La sua implementazione si basa sulla suddivisione della memoria fisica in blocchi di memoria

costante, detti frame o pagine fisiche, e sulla suddivisione della memoria logica in blocchi di pari

dimensione, detti pagine. La dimensione delle pagine dipende dall’architettura del calcolatore, ed è

una potenza di 2 compresa tra 512 byte e 16 MB. Quando si deve caricare un processo, si caricano

le sue pagine nei frame disponibili dalla memoria ausiliaria, che è divisa in blocchi di dimensione

fissa, uguale a quella dei frame. L’indirizzo logico generato dalla CPU è

diviso in due campi:

1. numero di pagina p;

2. scostamento di pagina d.

Il valore di p è usato come indice nella

tabella delle pagine, che contiene

l’indirizzo di base in memoria fisica per

ogni pagina. L’indirizzo di base viene

combinato con lo scostamento d per

determinare l’indirizzo fisico.

n

Supponendo che la dimensione di una pagina sia 2 e che la dimensione dello spazio degli indirizzi

m

logici sia 2 , allora i bit dell’indirizzo logico sono così suddivisibili:

n-m bit n bit

Numero di pagina p Scostamento di pagina d

La paginazione non soffre di frammentazione esterna, in quanto qualsiasi frame libero può essere

assegnato, mentre si può verificare quella interna in quanto l’ultimo frame assegnato potrebbe non

essere completamente pieno, dato che la dimensione di un processo generalmente non è multiplo

della dimensione delle pagine.

Quando si deve eseguire un processo si valuta la sua dimensione in termini di pagine. Poiché ogni

pagina deve occupare un frame, se il processo è formato da n pagine sono necessari n i frame; se

questi frame sono liberi essi vengono assegnati. SI carica la prima pagina, e poi la successiva in un

altro frame libero, aggiornando la tabella delle pagine del processo in questione.

La tabella dei frame contiene un elemento per ogni frame, del quale indica se è assegnato o meno,

e se lo è, indica a quale pagina appartiene.

Un altro vantaggio della paginazione riguarda la condivisione di codice comune.

Il codice che si può condividere è quello non automodificante, detto anche codice puro, ossia che

non cambia durante l’esecuzione, e che può quindi essere eseguito da più processi

contemporaneamente.

ARCHITETTURE DI PAGINAZIONE (REGISTRI, PTBR, TLB)

La realizzazione dell’architettura d’ausilio per la tabella delle pagine si può effettuare in vari modi.

Nel caso più semplice si utilizza uno specifico insieme di registri.

La gestione di questi registri dev’essere efficiente, in quanto le istruzioni ad essi relative sono

privilegiate. Per rendere la gestione efficiente, la tabella delle pagine deve avere una dimensione

ragionevolmente piccola (es. 256 elementi), requisito che però non è soddisfatto dai moderni

calcolatori che hanno tabelle delle pagine che raggiungono 1 milione di elementi.

La tabella delle pagine viene mantenuta in memoria e viene puntata da un registro di base della

tabella delle pagine PTBR. I cambiamenti della tabella delle pagine richiedono la sola modifica

del PTBR, riducendo così il tempo dei cambi di contesto.

Tuttavia, si presenta il problema riguardante l’accesso a una locazione di memoria; per accedere a

una locazione con indice i, occorre far riferimento alla page table mediante il contenuto del PTBR

aumentato del valore del numero di pagine di i, accedendo in memoria. A questo punto si ottiene il

numero del frame che, associato all scostamente, fornisce l’indirizzo fisico che permette l’accesso

in memoria. Con questo metodo si effettuano due accessi in memoria.

Per risolvere il problema del PTBR si può utilizzare una piccola cache veloce, chiamata TLB, nella

quale ogni elemento è formato da due campi:

1. una chiave, o tag;

2. un valore.

Le memorie associative sono molto costose e tipicamente contengono pochi elementi.

La TLB si affianca alla tabella delle pagine, infatt