SISTEMI OPERATIVI
Gestione della memoria
Domande di verifica
2007
Luca Orrù Centro Multimediale Montiferru 18/06/2007
Gestione della memoria
1. Si descriva il concetto di memoria virtuale (esame del 19-06-2006)
In un sistema multiprogrammato il numero dei processori è inferiore rispetto al numero dei processi. Questo significa che tutti i processi non possono avere contemporaneamente la risorsa CPU e che i processi potrebbero richiedere una quantità di memoria superiore rispetto alla memoria fisica. Per questo motivo ad ogni processo vengono associate due risorse virtuali: CPU virtuale e memoria virtuale. La CPU virtuale di un processo è rappresentata dal campo contesto presente nel descrittore di quel processo. Nel momento in cui lo scheduler decide che quel processo debba essere mandato in esecuzione allora a quel processo sarà associata la CPU reale. La CPU virtuale è allocata nella memoria di sistema. Stesso discorso può essere fatto per la memoria. Ad ogni processo che non può essere residente in memoria fisica viene associata una memoria virtuale. La memoria virtuale è quindi un insieme di locazioni di memoria contenenti le informazioni del processo, ovvero il codice, i dati e lo stack. Queste informazioni vengono
mantenute in memoria di massa quando il processo non è residente in memoria fisica. Quest’area su disco, che contiene la memoria virtuale, prende il nome di swap area. Nel momento in cui il processo deve essere eseguito allora è necessario caricarlo in memoria fisica. Tutti gli indirizzi virtuali del processo devono essere rilocati in memoria fisica. Rilocare un processo significa tradurre tutti gli indirizzi virtuali di quel processo nei corrispondenti indirizzi fisici tramite una funzione di rilocazione. Esistono due tecniche per fare ciò: rilocazione statica e rilocazione dinamica. Nel caso di rilocazione statica è il loader, che prende anche il nome di caricatore rilocante, che prima di caricare il programma in memoria traduce tutti gli indirizzi virtuali in indirizzi fisici. Nel caso di rilocazione dinamica è invece un dispositivo hardware, la MMU, residente nello stesso chip del processore, che effettua la traduzione degli indirizzi logici in indirizzi fisici durante l’esecuzione del processo ovvero run time. La memoria virtuale di un processo parte
dall’indirizzo 0 mentre in memoria fisica in generale il caricamento avviene a partire da un indirizzo I diverso da zero. La memoria virtuale può essere
organizzata in due modi differenti: insieme di locazioni contigue oppure insieme di locazioni non contigue a cui si da il nome di segmenti.
Pensando ad un processo come l’insieme di codice, dati e stack, nel caso di
memoria virtuale organizzata in modo contiguo, gli indirizzi di codice,dati e stack sono tutti contigui tra loro. Nel caso di organizzazione a segmenti, il codice
costituisce un segmento caratterizzato da un insieme di locazioni contigue, l’area dati costituisce un altro segmento di locazioni contigue e lo stack un terzo
segmento di locazioni contigue. Questi tre segmenti non sono però contigui tra loro ovvero il primo indirizzo dell’area dati non segue l’ultimo indirizzo dell’area di codice e il primo indirizzo dell’area di stack non segue l’ultimo indirizzo dell’area dati. Per quanto riguarda le dimensioni della memoria virtuale è possibile limitare la dimensione in modo che la memoria virtuale di un processo non superi la
dimensione della memoria fisica oppure è possibile avere memoria virtuale di dimensioni superiori rispetto alla memoria fisica.
2. Che cosa s’intende con il termine di rilocazione?Come si può effettuare?
(esame del 14-07-2004)
Per rilocazione s’intende quella tecnica che consente di tradurre gli indirizzi virtuali di un processo nei corrispondenti indirizzi fisici. Questa traduzione viene eseguita attraverso l’uso di una funzione di rilocazione del tipo Y=F(X) dove X è l’indirizzo virtuale o logico e Y è il corrispondente indirizzo fisico. In generale questa funzione è una funzione somma. Per determinare l’indirizzo fisico Y, associato all’indirizzo virtuale X, viene sommato al valore X
l’indirizzo della prima locazione di memoria dove è stato caricato il processo in memoria fisica. Se il processo viene per esempio caricato a partire dall’indirizzo fisico 10000 allora ad una istruzione del programma che ha indirizzo virtuale 50 corrisponderà l’indirizzo fisico 10000+50=10050.
La rilocazione può essere statica oppure dinamica. Nel caso di rilocazione statica è il loader, una volta che il linker ha creato il file eseguibile a partire dai moduli oggetto, che prima di caricare l’eseguibile in memoria tradurrà gli indirizzi virtuali in indirizzi fisici sommando agli indirizzi virtuali l’indirizzo iniziale di caricamento. Una volta che il programma è caricato in memoria ogni riferimento è fatto sugli indirizzi fisici e non virtuali. Il PC e lo stack pointer conterranno infatti indirizzi fisici e non indirizzi logici. Lo svantaggio della rilocazione statica è che il processo una volta caricato in memoria, se subisce una operazione di swap out e successivamente deve essere ricaricato in memoria per continuare la sua esecuzione (operazione di swap in) non può essere rilocato
in una area di memoria diversa rispetto all’area di memoria in cui era
precedentemente allocato. Un altro svantaggio nel caso di rilocazione statica con memoria virtuale organizzata in modo contiguo è che non è possibile la condivisione di codice tra due processi diversi.
Nel caso di rilocazione dinamica la rilocazione degli indirizzi avviene durante l’esecuzione del programma stesso ovvero run time. In questo caso il loader trasferisce il programma in memoria senza rilocare gli indirizzi virtuali.
All’interno del programma le istruzioni fanno riferimento agli indirizzi virtuali.
Esempio nella istruzione LOAD 4112 l’indirizzo 4112 è un indirizzo virtuale che nel momento in cui quella istruzione di LOAD deve essere eseguita verrà tradotto nel corrispondente indirizzo fisico. Il PC e lo stack pointer contengono indirizzi virtuali e non fisici. La CPU genera indirizzi virtuali che vengono poi tradotti in indirizzi fisici dall’unità hardware MMU (Memory Management Unit). La funzione di rilocazione Y=F(X) viene quindi implementata dalla
MMU. La rilocazione può essere fatta semplicemente cambiando il contenuto di del registro base presente nell’unità MMU. Il registro base della MMU contiene infatti l’indirizzo iniziale di caricamento del processo in memoria fisica. Il vantaggio della rilocazione dinamica è che un programma può essere
successivamente rilocato in memoria nel caso subisca una operazione di swap out. Altro vantaggio della rilocazione dinamica è la possibilità di eseguire tecniche di compattamento della memoria. Compattare la memoria significa poter creare una zona di memoria libera più grande a partire da tante zone libere più piccole, ma dislocate in parti diverse della memoria (zone non contigue).
Compattare la memoria non è invece possibile nel caso di rilocazione statica perché non si possono spostare i programmi in una diversa area di memoria.
3. Si discuta il problema della rilocazione degli indirizzi mettendo in evidenza pregi e difetti delle varie strategie (esame del 19-04-2005)
Vedi domanda precedente
4. Si discuta la tecnica di allocazione della memoria mediante partizioni fisse elencandone vantaggi e svantaggi (esame del 09-02-2005)
Questa tecnica di allocazione della memoria fisica viene adoperata in quei sistemi che utilizzano la rilocazione statica degli indirizzi quindi sistemi privi della MMU. La memoria virtuale è organizzata in un unico spazio virtuale contiguo (non segmentato) e il caricamento in memoria fisica avviene tutto insieme. Ad indirizzi virtuali contigui corrispondono indirizzi fisici contigui.
Quindi anche in memoria principale l’allocazione è contigua. Quando lo spazio virtuale di un processo deve essere allocato in memoria fisica si cerca una partizione di memoria in grado di contenerlo. Una volta che il processo è stato allocato questo manterrà la partizione assegnata fino alla sua terminazione. Nel caso il processo subisca uno swap out, quando viene effettuata l’operazione di swap in viene ricaricato nella stessa partizione (la rilocazione è statica). Le partizioni possono essere fisse oppure variabili. Nel caso di partizioni fisse la memoria è divisa in N+1 partizioni di dimensioni fisse e di indirizzo iniziale fisso definite all’istallazione del sistema operativo. Una partizione è dedicata al sistema operativo e le altre N partizioni sono usate per allocare i processi. Un processo viene solitamente allocato nella più piccola partizione libera in grado di contenerlo. Poiché in generale un processo ha una dimensione non
esattamente uguale alla dimensione della partizione resterà per ogni partizione allocata una parte non utilizzata. Sommando tutte le porzioni di partizione che sono rimaste inutilizzate si ottiene una quantità di memoria non trascurabile.
Questo fenomeno prende il nome di frammentazione interna è costituisce il principale svantaggio della tecnica di allocazione attraverso partizioni fisse.
L’uso della memoria non è ottimizzato ed inoltre potendo allocare i processi sono in quelle determinate partizioni si ha anche poca flessibilità di allocazione.
Per contro questa tecnica offre l’evidente vantaggio di essere molto semplice e di richiedere basso overhead al sistema operativo. Altro svantaggio è che, se lo spazio virtuale del processo è superiore rispetto alle dimensioni di tutte le
partizioni presenti sono allora necessarie tecniche di overlay per caricare completamente il processo in memoria.
5. Si illustri la tecnica delle partizioni variabili per la gestione della memoria (esame del 28-07-2006)
La tecnica delle partizioni variabili consente di risolvere il problema della frammentazione interna ad ogni partizione che è il principale svantaggio delle partizioni fisse. Le partizioni vengono create dinamicamente durante il
caricamento dei processi. All’inizio la memoria è divisa in due partizioni principali: una partizione dedicata al sistema operativo ed un'altra grande partizione che verrà usata per allocare i processi. Quando un processo di dimensione D1 viene creato ad esso viene assegnata un area di memoria (partizione) di dimensione esattamente pari a D1. Il successivo processo occuperà un area D2 e cosi via. Quando un processo termina esso libera lo spazio (partizione che occupava). Questo nuovo spazio può costituire una nuova partizione oppure può essere compattato con una partizione libera adiacente creando una partizione più grande e quindi più facilmente allocabile.
Questo schema di allocazione delle partizioni è molto più flessibile dello schema a partizioni fisse poiché non vi è il vincolo di allocare un processo in quelle date partizioni. Non c’è il problema della frammentazione interna perché a ciascun processo viene allocata esattamente la quantità di memoria richiesta. Lo
svantaggio è costituito dalla possibilità di avere frammentazione esterna. La frammentazione esterna si ha quando le aree libere (partizioni) non sono di dimensione sufficiente a contenere un processo anche se la somma delle loro dimensioni è più grande della memoria richiesta dal processo. Allora si potrebbe pensare di compattare la memoria, ma questo non è possibile in quanto la
rilocazione è statica e quindi non si possono spostare i processi.
Quindi con questa tecnica si ha un utilizzo della memoria migliore rispetto al caso delle partizioni fisse anche se c’è un overhead di gestione delle partizioni superiore rispetto alle partizioni fisse. Per quanto riguarda la protezione delle informazioni questa viene realizzata in hardware attraverso l’uso di due registri, chiamati registri frontiera o registri limite che contengono
rispettivamente l’indirizzo iniziale della partizione e l’indirizzo finale della partizione assegnata al processo. Se l’indirizzo generato non rientra nei due limiti, che rappresentano lo spazio d’indirizzamento del processo, allora si verifica una eccezione (trap). Bisogna poi considerare la possibilità o meno con questa tecnica di poter condividere codice o meno.
Con la tecnica delle partizioni non è possibile condividere codice in quanto essendo lo spazio virtuale unico (contiguo) anche quello fisico è contiguo. Ciò significa che dati e stack di un processo devono essere necessariamente allocati in partizioni contigue alla partizione di codice. Allora i dati e lo stack di un processo dovrebbero essere sovrapposti ai dati e allo stack dell’altro processo (impossibile).
Per concludere l’argomento occorre descrivere quali sono i metodi usati per allocare i processi nelle partizioni libere. Esistono essenzialmente tre possibilità:
a. Allocazione first fit
Il processo viene allocato nella prima partizione libera in grado di contenerlo. Il sistema operativo mantiene in memoria una lista delle partizioni libere e nel momento in cui deve allocare un processo scorre la lista finché non trova una partizione di
dimensione maggiore o uguale alla dimensione del processo. E’
il metodo più veloce ma ha lo svantaggio che la parte della partizione non utilizzata è sicuramente quella di dimensioni più piccole.
b. Allocazione best fit
Il processo viene allocato nella partizione libera più piccola in grado di contenerlo. In questo caso il gestore della memoria deve scorre tutta la lista per determinare la partizione da allocare.
c. Allocazione worst fit
Il processo viene allocato nella partizione libera più grande che è disponibile.
Di seguito è rappresentato un esempio di allocazione con tecnica delle partizioni variabili.
6. Si discuta la tecnica di gestione della memoria mediante partizioni variabili (esame del 23-10-2003)
Vedi risposta alla domanda 5
7. Si discuta la gestione della memoria mediante segmentazione (esame del 21-03-2003)
La tecnica della segmentazione si può dividere in segmentazione semplice oppure in segmentazione su domanda.
La tecnica di segmentazione a cui si da anche il nome di tecnica delle partizioni rilocabili fa riferimento al caso di: rilocazione dinamica, spazio virtuale
segmentato, allocazione contigua della memoria fisica per ciascun segmento di memoria virtuale e caricamento dello spazio virtuale tutto insieme.
Essendo una tecnica nella quale la rilocazione è dinamica allora è possibile compattare la memoria e ridurre cosi il fenomeno della frammentazione tipica della tecnica partizionata. La tecnica è essenzialmente la seguente: lo spazio virtuale di un processo viene diviso in segmenti: per esempio segmento di codice, segmento di dati e segmento di stack. In memoria principale tali
segmenti sono caricati in altrettante partizioni. La rilocazione dello spazio virtuale nello spazio fisico viene fatto dalla MMU attraverso l’uso di tre coppie di registri (base e limite), una coppia per ogni segmento. Il registro base di una coppia di registri contiene l’indirizzo iniziale di caricamento in memoria mentre il registro limite contiene la dimensione del segmento. Quando la CPU genera l’indirizzo virtuale, per esempio del segmento di codice, allora si accede alla coppia dei registri della MMU associata a quel segmento. Si confronta
l’indirizzo virtuale con il contenuto del registro limite e se è superiore allora si verifica una eccezione, altrimenti si preleva il contenuto del registro base e si somma all’indirizzo virtuale generato per ricavare l’indirizzo fisico.
In generale la tecnica di segmentazione consente di suddividere lo spazio virtuale in N segmenti dove ogni segmento viene associato ad un modulo del programma (main, funzione 1, funzione 2, dati, stack etc). Non è quindi
possibile avere una MMU con un numero di coppie di registri pari al numero di segmenti. Per questo motivo nei sistemi segmentati viene usata una tabella in memoria chiamata tabella dei segmenti che contiene per ogni segmento la dimensione del segmento e l’indirizzo di base ovvero l’indirizzo iniziale di caricamento in memoria del segmento. Questa coppia di informazioni costituisce il descrittore di segmento. L’indirizzo generato dalla CPU viene scomposto in due parti (segmento, offset) dove segmento è un intero che rappresenta il numero di segmento a cui l’indirizzo virtuale x fa riferimento e offset è lo scostamento di x all’interno del segmento. Poiché per effettuare la traduzione
occorrono due accessi in memoria, uno per accedere alla tabella dei segmenti e una per accedere alla informazione richiesta, allora si risolve il problema mediante l’utilizzo di una cache associativa a cui si da il nome di TLB (Table Lookaside buffer) che contiene da 4 a 16 righe in cui si memorizzano le
corrispondenze segmento virtuale-segmento fisico. Ogni riga contiene il numero di segmento e la coppia base limite degli ultimi segmenti a cui si è fatto
riferimento. Quando la CPU genera l’indirizzo virtuale x= (seg, off) allora viene ricercata la corrispondenza prima nella TLB e solo se non si trova si accede alla tabella dei segmenti e si aggiorna il TLB con il nuovo riferimento.
Di seguito è rappresentato un esempio di traduzione di indirizzo virtuale in indirizzo fisico nel caso di segmentazione.
STLR e STBR sono due registri di macchina dove sono caricati rispettivamente il numero di segmenti del processo e l’indirizzo iniziale della tabella dei
segmenti.
Di seguito è rappresentato l’elemento generico (descrittore di segmento) della tabella dei segmenti.
8. Si descriva il meccanismo di gestione della memoria mediante paginazione (esame del 23-01-2004)
La tecnica della paginazione consente di risolvere il problema della frammentazione tipica della memoria partizionata. Nella paginazione la rilocazione è dinamica e lo spazio virtuale è suddiviso in blocchi di indirizzi virtuali di dimensioni fisse a cui si da il nome di pagine virtuali. Le pagine virtuali costituiscono uno spazio virtuale unico. Lo spazio fisico è a sua volta diviso in blocchi d’indirizzi fisici delle stesse dimensioni delle pagine virtuali. A questi blocchi fisici si da il nome di frame o di pagine fisiche. L’allocazione delle pagine virtuali nelle frame è non contigua ovvero due pagine virtuali contigue possono essere caricate ovunque in memoria fisica e quindi essere non contigue in memoria fisica. Si veda il seguente esempio.
Per ogni processo viene mantenuta aggiornata, in memoria fisica, una tabella di corrispondenza tra pagine virtuali e pagine fisiche. Questa tabella prende il nome di tabella delle pagine. Ogni volta che la CPU genera un indirizzo virtuale questo viene diviso in due parti. I bit meno significativi costituiscono il campo offset o scostamento all’interno della pagina virtuale e quindi anche della pagina fisica. I bit più significativi costituiscono invece il numero di pagina virtuale. Il numero di bit che compongono l’indirizzo virtuale dipende dalla dimensione della memoria virtuale. Il numero di bit che compongono lo scostamento
dipende dalla dimensione della pagina virtuale. Nell’esempio le pagine virtuali sono di dimensione 1024 Byte e quindi servono i 10 bit meno significativi per poter indirizzare tutte le 1024 locazioni. I restanti bit compongono il numero di pagina virtuale. Quando un processo viene schedulato, l’indirizzo iniziale della sua tabella delle pagine viene caricato in un registro di macchina chiamato RPRT (Registro Puntatore alla Tabella delle Pagine). Il campo pg dell’indirizzo virtuale viene utilizzato come indice nella tabella delle pagine, dalla quale si preleva l’indice della pagina fisica corrispondente. L’indirizzo fisico viene ora composto unendo l’indice di pagina fisica con l’offset.
Il gestore della memoria mantiene aggiornata un'altra tabella chiamata tabella delle pagine fisiche in cui viene riportato per ogni pagina fisica se la pagina è occupata o meno e se è occupata da chi è occupata (processo e indice della pagina virtuale del processo che è caricata in quella pagina fisica).
Le pagine virtuali hanno dimensioni che variano da 512 byte a 4k byte. Il campo del descrittore di processo (PCB) relativo alla memoria virtuale contiene due informazioni: il numero di pagine virtuali del processo e l’indirizzo iniziale in memoria della tabella delle pagine.
vantaggi della paginazione: maggiore flessibilità di allocazione in memoria, e nessuna frammentazione. Svantaggio: nessuna corrispondenza tra moduli di un programma e pagine virtuali: questo significa protezione e condivisione solo a livello di pagina e non di singolo modulo di programma come nella
segmentazione.
9. Si descriva il meccanismo attuato dal sistema operativo in caso di page fault (esame del 15-11-2004)
Quando viene richiesta una pagina che non è ancora caricata in memoria allora si verifica un page fault o mancanza di pagina. Il page fault viene gestito dal sistema operativo che provvede a caricare da disco in memoria la pagina richiesta. Il processo che ha provocato il page fault viene sospeso e il suo contesto salvato nel suo descrittore. Il sistema operativo prima di caricare la
pagina richiesta controlla se in memoria fisica c’è un frame libero. Se non c’è alcun frame libero allora viene cercata una pagina da rimpiazzare. Il
rimpiazzamento avviene usando un opportuno algoritmo (FIFO, LRU, Second Chanche). Se la pagina vittima è stata modificata durante la permanenza in memoria allora bisogna salvarla su disco altrimenti no. A questo punto viene caricata la nuova pagina e la tabella delle pagine viene aggiornata.
10. Si descriva il meccanismo di gestione della memoria mediante segmentazione paginata (esame del 12-05-2004)
E’ una tecnica di rilocazione dinamica che unisce i vantaggi della
segmentazione e della paginazione. Lo spazio virtuale è diviso in segmenti e ogni segmento viene poi paginato in memoria fisica. Il caricamento in memoria fisica avviene su domanda. Ci possono essere due tipi di interruzioni:
interruzione di segment fault nel caso in cui venga richiesto un indirizzo di un segmento la cui tabella delle pagine non è in memoria oppure interruzione di page fault nel caso in cui la tabella delle pagine sia caricata in memoria ma la pagina virtuale richiesta non è stata caricata in memoria.
11. Si discuta la tecnica di gestione della memoria mediante la tecnica della paginazione su domanda (esame del 22-10-2003)
Le pagine virtuali di un processo non sono caricate tutte insieme ma vengono caricate solo quando richieste. Se la pagina virtuale richiesta non è presente in memoria viene generato un page fault che viene gestito dal sistema operativo allo stesso modo descritto precedentemente nella domanda 9 e qui di seguito rappresentato graficamente.
RIMPIAZZAMENTO DI PAGINA
12. Nell’ambito della tecnica di paginazione on demand si illustri l’algoritmo di rimpiazzamento delle pagine LRU (esame del 05-03-2004)
Prima di descrivere l’algoritmo è meglio descrivere brevemente la paginazione su domanda (vedi domanda 11).
L’algoritmo LRU (Least Recently Used) è un algoritmo usato per rimpiazzare una pagina fisica quando si verifica un page fault e non vi è più spazio in
memoria per caricare la pagina virtuale richiesta, dalla swap area alla memoria principale. In questo caso, per far posto alla nuova pagina, il sistema operativo deve scegliere una delle pagine presenti in memoria fisica. Con l’algoritmo LRU viene scelta la pagina che da più tempo è inutilizzata, ovvero quella che da più tempo non viene riferita indipendentemente da quando è stata caricata. E’
l’algoritmo che si avvicina maggiormente all’algoritmo ottimo, ma in pratica non viene mai utilizzato in quanto è molto complesso da implementare
richiedendo molte risorse hardware e software. Una sua approssimazione è l’algoritmo second-chanche o clock algorithm.
13. Nell’ambito della tecnica di paginazione on demand si illustri l’algoritmo di rimpiazzamento delle pagine second chanche
Questo algoritmo utilizza per la sostituzione di una pagina i bit di uso. Il bit di uso è uno dei bit del campo di controllo dell’elemento della tabella delle pagina associata a ciascun processo. Gli altri bit sono il bit di modifica M e i bit di protezione R (read) e W(write). Il bit di uso U identifica se una pagina è stata recentemente riferita. Ogni volta che la pagina virtuale viene riferita viene posto a 1 via hardware il bit di uso associato a quella pagina. Il bit di uso viene
azzerato via software quando quella pagina non è stata più riferita da un pò di tempo. L’algoritmo sostituisce la pagina fisica che ha il bit di uso uguale a zero.
Se ci sono più pagine con il bit di uso a zero allora viene scelto la prima pagina che è stata caricata in memoria (FIFO) ovvero la pagina meno recentemente usata. Se tutte le pagine hanno il bit di uso a 1 allora viene scelta la pagina con il bit di uso a 1 che è stata caricata per prima.
Di seguito è rappresentato graficamente un esempio di utilizzo dell’algoritmo di rimpiazzamento second chanche. Le pagine fisiche sono organizzate in una coda circolare. Viene tenuto aggiornato un puntatore che chiamiamo vittima. Il
puntatore vittima punta alla pagina successiva all’ultima pagina che è stata rimpiazzata. Si controlla la pagina 1. Essa ha il bit di uso a 1. Al momento non è la vittima. Potrebbe però diventarlo se nessuna pagina successiva ha il bit di uso a 0. Per cui il bit di uso della pagina 1, prima di controllare la pagina 2, viene posto a 0. Ora si controlla la pagina 2. Il bit di uso è a 1, lo si azzera e si va avanti. La prima pagina che ha il bit di uso a 0 è la pagina 4 che sarà quindi la vittima da sostituire. Nel caso in cui tutte le pagine avessero avuto il bit di uso a 1 allora la pagina sostituita sarebbe stata la pagina 1. La sostituzione sarebbe avvenuta al secondo tentativo da cui il nome dell’algoritmo (second chanche)
14. Si consideri un processo attualmente in esecuzione, il cui contenuto della memoria associativa nella MMU e la tabella delle pagine siano
rispettivamente:
Memoria Associativa:
Bit di
validità PARTIZIONE
LOGICA MODIFICATA PROTEZIONE RIFERITA PAGINA FISICA
1 7 SI RW SI 7
1 5 NO R SI 8
0 4 NO RW SI 5
Tabella delle pagine:
PAGINA
LOGICA PAGINA
FISICA MODIFICATA PROTEZIONE RIFERITA PRESENTE/ASSENTE
4 5 NO RW NO SI
5 8 NO R SI SI
6 6 SI RW NO SI
7 7 SI RW NO SI
8 - NO RW NO NO
analizzando ognuno dei seguenti casi in modo INDIPENDENTE DAGLI ALTRI, dire quali eccezioni vengono sollevate, come si comporta il sistema, e come variano le due tabelle:
1- il processo effettua uno accesso in scrittura alla pagina logica 5 2- il processo effettua uno accesso in scrittura alla pagina logica 4 3- il processo effettua uno accesso in lettura alla pagina logica 8 Soluzione
1) il descrittore della pagina 5 è caricato nella memoria associativa, quindi si traduce l’indirizzo. Alla pagina virtuale 5 corrisponde la pagina fisica 8. Siccome l’accesso è in scrittura ma l’accesso alla pagina è consentito in sola lettura viene generata un’eccezione che provocherà il fallimento del processo.
2) il descrittore della pagina 4 non è caricato nella memoria associativa (il bit di validità è posto a 0), quindi viene generata un’eccezione di indirizzo, si accede alla tabella delle pagine, si scopre che la pagina 4 è caricata in memoria nella pagina fisica 5, quindi si carica il descrittore della pagina 4 in memoria associativa e si marca la pagina 4 come modificata e riferita nella memoria associativa che quindi diventa:
valido pag. logica modificata protezione riferita pag. fisica 1 7 SI RW SI 7 1 5 NO R SI 8 1 4 SI RW SI 5 La tabella delle pagine resta invariata.
3) il descrittore della pagina 8 non è caricato nella memoria associativa, quindi viene generata un’eccezione di indirizzo, si accede alla tabella delle pagine, si scopre che la pagina 8 NON è caricata in memoria, quindi si genera un page fault.
Al termine del page fault verrà aggiornato il descrittore della pagina 8 nella tabella delle pagine e verrà caricato il descrittore nella memoria associativa.
15. Usando la tabella delle pagine:
Pagine virtuali Pagine fisiche
0 3
1 5
2 0
3 4
4 2
5 1
si diano gli indirizzi fisici corrispondenti ad ognuno dei seguenti indirizzi virtuali, sapendo che ogni pagina ha dimensione di 2KB:
a) 20 b) 2500 c) 3750 d) 4560 e) 6375 Soluzione
a) P = 20 DIV 2048 = 0 Of = 20 MOD 2048 = 20 Y= 3*2048 + 20 = 6164 b) P = 2500 DIV 2048 = 1 Of = 2500 MOD 2048 = 452 Y= 5*2048 + 452 = 10692 c) P = 3750 DIV 2048 = 1 Of = 3750 MOD 2048 =1702 Y= 5*2048 + 1702 = 11942 d) P = 4560 DIV 2048 = 2 Of = 4560 MOD 2048 = 464 Y= 0*2048 + 464 = 464 e) P = 6375 DIV 2048 = 3 Of = 6375 MOD 2048 = 231 Y=4*2048 + 231 = 8423
16. Si consideri un sistema con “buchi” di memoria liberi di: 10kb, 4kb, 20kb, 18kb, 7kb, 9kb, 12kb, 15kb, nell’ordine. Quali “buchi” e in che ordine vengono presi per soddisfare le seguenti successive richieste: 12kb, 10kb, 9kb con le seguenti strategie?
a) first fit b) best fit c) worst fit Soluzione
a) 20kb, 10kb, 18k b) 12kb, 10kb, 9kb c) 20kb, 18kb, 15kb
17. Supponendo di dover rimpiazzare una pagina di memoria tra quelle indicate in tabella, quale sceglierebbero le seguenti strategie?:
a) clock algorithm b) FIFO
c) LRU
Pagina Tempo Caricamento Ultimo riferimento bit di uso
0 126 279 0
1 230 260 1
2 120 272 1
3 160 280 1 Soluzione
a) la pagina 0 perché ha bit di uso a 0
b) la pagina 2 perché è stata la prima ad essere caricata nel sistema c) la pagina 1 perché è quella che da più tempo non viene riferita.
18. Un computer assegna ad ogni processo 65536 byte di spazio indirizzabile diviso in pagine di 4096 byte. Un programma particolare ha un testo di dimensione 32768 byte, dati di dimensione di 16386 byte e lo stack di
dimensione di 15870 byte. Questo programma riuscirà ad essere contenuto nello spazio di indirizzamento? Se la dimensione delle pagine fosse di 512 byte, rientrerebbe nello spazio di indirizzamento? Si ricordi che una pagina non può contenere parti di due segmenti diversi, ad esempio non può
contenere stack e codice.
Soluzione
Se la dimensione delle pagine è di 4K, il codice richiederà 8 pagine, la parte dati 5 pagine e lo stack 4 pagine, quindi il programma non può essere interamente contenuto nello spazio di indirizzamento di 16 pagine.
Con pagine di 512 byte invece il programma rientra nello spazio di indirizzamento perché delle 128 pagine disponibili, il codice ne occupa 64, i dati 33 e lo stack 31.
19. Sia data la tabella delle pagine di un processo di figura. Si supponga che in memoria siano presenti solo le pagine del processo considerato, che però non possono essere interamente contenute in memoria. Dire quanti page fault provoca la stringa di riferimenti alle pagine 01734501 se la strategia di rimpiazzamento delle pagine è FIFO, nell’ipotesi che ad ogni page fault sia necessario scaricare una pagina del processo dalla memoria per caricarne una nuova.
Pagine virtuali Pagine fisiche bit di presenza Tempo di arrivo
0 3 1 100
1 - 0 -
2 0 1 50
3 2 1 200
4 - 0 -
5 1 1 150
6 4 1 130
7 - 0 - Soluzione
Il primo riferimento alla pagina 0 non provoca page fault, il secondo riferimento alla pagina 1 provoca un page fault e la pagina rimpiazzata è la pagina virtuale 2. Il riferimento alla pagina 7 provoca un altro page fault e la pagina scaricata è la 0. Il riferimento alla pagina 3 non provoca page fault mentre il riferimento alla pagina 4 ne provoca uno con il rimpiazzamento della pagina 6. Il riferimento alla pagina 5 non provoca page fault, mentre la pagina 0 deve nuovamente essere caricata in memoria, scaricando la pagina 5. L’ultimo riferimento a 1 non provoca page fault. In totale i page fault sono 4.
