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10. Memoria Virtuale

• Tutti i metodi di gestione della MP tentano di tenere in MP più processi possibile per aumentare la multiprogrammazione

• Tenere un processo interamente in MP diminuisce il numero dei processi che posso tenere in MP

• La Memoria Virtuale (MV) è una tecnica che permette la esecuzione di processi non completamente in MP

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10. Memoria Virtuale

⇒ programmi più grandi della MP⇒ programmi in esecuzione che assieme sono

molto più grandi della MP⇒ maggiore separazione fra memoria logica e

memoria fisica• Arma a doppio taglio perché:

♦ aumenta I/O (verso BS)♦ influenza lo scheduling della CPU

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10.1 Le basi

• Overlay e caricamento dinamico richiedono precauzioni e sforzi del programmatore, e non ottimizzano l’uso della memoria

• I programmi non hanno bisogno di essere sempre interamente in MP; ad es:– codice per trattare condizioni di errore non usuali– array, liste, tabelle sono spesso dichiarate più

ampie di quanto poi usato– alcune opzioni di programma sono raramente

usate

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10.1 Le basi

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10.1 Le basi

• Vantaggi:– memoria "virtuale" disponibile grandissima e

sganciata da quella fisica (ad es. piena di buchi)– aumento del grado di multiprogrammazione e

quindi aumento di utilizzo della CPU e dithroughput

– meno I/O per caricare un programma o fare swapdei programmi (comunque necessario per aggiustare dinamicamente il grado di multiprogrammazione)

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10.1 Le basi

– la programmazione è più semplice– gli utenti non hanno bisogni di gestire la

memoria• Normalmente implementata come:

– demand paging (paginazione su richiesta): spesso

– demand segmentation: più raramente perché più complessa e meno efficiente

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10.2 Demand Paging

• Simile a paginazione + swapping, con uno swapper pigro che porta in MP una pagina solo se serve

• Swap è un termine improprio perché non si scambiano in memoria interi processi, ma solo pagine, cercando di indovinare quali pagine occorrono e si portano in MP solo quelle ⇒ il tempo di swap diminuisce

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10.2 Demand Paging

• Necessario supporto hardware per sapere quali pagine sono in memoria e quali su disco⇒ valid/invalid bit può essere usato (anche) per questo

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10.2 Demand Paging

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10.2 Demand Paging

• Accesso alle pagine valid (residenti in memoria) procede normalmente

• Accesso alle pagine invalid → trap:– non è necessariamente "colpa" del programma– può essere causata da mancata paginazione del SO– può essere in programma che sbaglia e esce

(tenta!) dal suo spazio• La pagina richiesta viene presa da BS e

portata in MP

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10.2 Demand Paging

• Procedura di gestione di page-fault– 1. Riferimento (hw)– 2. Trap per invalid bit (hw, poi tutto SO)– 3. Test se accesso legale o illegale (via la PT

stessa in genere)– 4. Se illegale terminare il processo; se legale

dobbiamo portare in memoria la pagina– 5. Troviamo un frame libero in MP (o lo

liberiamo)

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10.2 Demand Paging

• Procedura di gestione di page-fault– 7. Quando l’I/O è completato, correggiamo la

PT: valid bit, indirizzo fisico– 8. Rimettiamo Ready il processo, ri-eseguendo

la istruzione che ha dato trap

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10.2 Demand Paging

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10.2 Demand Paging

• Notare:– Quando il processo ha dato trap, il suo contesto

è stato salvato e viene ripristinato prima di metterlo Running

– Il processo può anche essere fatto partire senza alcuna pagina in MP!

• I processi tendono ad avere località di riferimenti =:= accedere ad un insieme limitato di pagine, che cambia lentamente

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10.2 Demand Paging

• Supporto hardware: lo stesso di paginazionepiù swapping

• Le istruzioni devono essere ri-eseguibili dopo un page fault:– problema con istruzioni che accedono e

modificano molte parole– ad es. MVC che sposta fino a 256 Byte, anche

sovrapposti, oppure autodecrement (PDP11-like)

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Esempio

• C = A+B1 Caricamento dell’istruzione2 Caricamento di A3 Caricamento di B4 Somma A e B5 Memorizzazione in C

5 C = A++

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10.2 Demand Paging

– microcodice deve testare che gli operandi siano tutti in memoria, oppure si tengono in CPU le locazioni modificate e si ripristinano in caso sitrap

– Questi sono problemi solo per il demand paging

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10.3 Prestazioni dellapaginazione su richiesta

• Calcoliamo l’effective access time– memory access time, ma, da 10 a 200nsec– p = probabilità di page faulteat = (1-p) * ma + p * page_fault_service_time

• Vedere sul libro i dettagli delle 12 cose da fare per servire il page-fault. Tre componenti:– 1. Servire la trap di page-fault– 2. Portare in memoria la pagina– 3. Fare ripartire il processo

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• Con attenta codifica, 1 e 3 richiedono solo alcune centinaia di istruzioni, da 1 a 100microsec

• Il tempo di 2 dipende dalla latenza del disco (8msec), il tempo di seek (15 msec), il tempo di trasferimento (1msec), esecuzione di istruzioni (1msec) → 25msec+tempo diaccodamento!

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• 1 e 3 sono trascurabili di fronte a 2; Se ma=100nsec →– eat=(1-p)*100+p*25*106 = 100+24.999.900*p

⇒ proporzionale a p (tasso di page fault)• p=1/1000 ⇒ eat=25microsec ⇒ 250 volte

più lento di ma

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• Se vogliamo un degrado < 10%, allora p deve essere tale che110 > 100+25*106 *p

10 > 25*106 *p

p < 0.4* 10-6

→ 1 page fault ogni 2.500.000 accessi in memoria, cioè 1 page fault ogni 106

istruzioni circa

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⇒ il page fault ratio deve essere molto molto basso altrimenti il throughput della macchina si abbassa troppo

• Memoria di swap: Occorre rendere velocissimo l'I/O verso BS.

• Si può ottenere mediante:– pagine grandi– strutture di accesso al disco molti più semplici

di quelle del file system

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• Può convenire copiare l'eseguibile interamente in area di swap prima di iniziare l'esecuzione– tempo di start lungo– maggiore velocità nella paginazione– maggiore area di swap

• Alternativa per limitare l'area di swap:– le pagine eseguibili sono richieste direttamente dal

file system– se devono essere rimpiazzate, sono sovrascritte

direttamente, perché non sono state modificate

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⇒ avvio molto più veloce del programma⇒ esecuzione più lenta che nel caso della copiatura completa in area di swap

• Terza via:– le pagine di eseguibile si caricano direttamente

da file system– si copiano in area di swap quando si devono

rimpiazzare

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– avvio veloce– esecuzione più veloce quando il programma ri-

usa la sua località– usato in BSD Unix

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10.4 Rimpiazzamento delle pagine

• Se ci fosse sempre una pagina libera, una pagina sarebbe caricata in memoria una sola volta nell'esecuzione del programma

• La richiesta di pagine di un programma cambia (anche se lentamente) e può aumentare nel tempo → se non abbiamo più pagine libere scopriamo che abbiamo sovrallocato la memoria

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• La situazione non è improbabile, se vogliamo usare il più possibile la memoria fisica

• La situazione deve essere gestita!• Il SO si accorge del problema perché non

trova nessun frame su cui caricare la pagina richiesta dalla trap.

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• Cosa può fare?– uccidere il processo che ha dato page fault:

pessima soluzione!– fare swap-out del processo che ha dato page

fault, liberare tutte le sue pagine e ridurre così il livello di multiprogrammazione: non male a volte (vedremo poi)

– rimpiazzare (togliere) una pagina a qualcuno

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• Cerchiamo una pagina "non in uso" e la portiamo su BS, liberando così il frame

• Carichiamo in questo frame la pagina richiesta

• Sistemiamo la PT del processo• Rimettiamo Running il processo

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• Il tempo di servizio del page fault raddoppia (due copiature di pagina)!

• Se la pagina vittima è "pulita" (non modificata), abbiamo già una copia in BS → evitare di copiare in BS

⇒ Hardware deve dirmi se la pagina è pulita o meno, con un dirty bit nella PT

⇒ Salviamo su BS solo se il dirty bit è a 1

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• Notare:– Il rimpiazzamento è essenziale per permettere

l'esecuzione di programmi più grandi della MP!⇒ 2 problemi:

– 1. Allocazione dei frame: quanti ne diamo a ciascun processo?

– 2. Rimpiazzamento delle pagine: quale framedeve essere riutilizzato? Quale la pagina vittima?

• Sono due algoritmi importantissimi!

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10.5 Algoritmi dirimpiazzamento

• Vorremmo quello che provoca il tasso di page fault minore

• Vanno valutati su sequenze (stringhe) di riferimenti in MP– stringhe generate artificialmente– stringhe generate dall'esecuzione di programmi

reali– stringhe molto lunghe– interessa solo l'accesso alla pagina, non il

dettaglio del suo interno

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10.5 Algoritmi dirimpiazzamento

– accessi immediatamente successivi nella stessa pagina "valgono" come 1 solo (non possono dare ulteriori page fault, circa!)

• Sapere quanti frame sono disponibili per il processo:– tale limite non è deciso dall'algoritmo di

rimpiazzamento.– Rimpiazzamento all'interno delle pagine del

processo

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10.5.1 Algoritmo FIFO

• Rimpiazzare la pagina più vecchia in MP → tenere una coda dell'arrivo delle pagine in memoria

• Semplicissimo ma non sempre buono, perché la pagina più vecchia può essere:– una pagina del codice di inizializzazione (OK!)– una pagina con variabile inizializzata all'inizio

ma molto usata (KO!)

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10.5.1 Algoritmo FIFO

• Anche il cattivo rimpiazzamento è comunque corretto: aumenta solo il tasso di page fault

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Anomalia di Belady

• Aumentando i frame possono aumentare i fault!• Stringa di riferimenti: 1234125112345

– Variamo il numero di frame concessi al processo

0

2

4

6

8

10

12

14

1 2 3 4 5 6 7# frames

# pa

ge fa

ults

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10.5.2 Algoritmo ottimo

• Che non soffra dell'anomalia di Belady• Che produce il numero minimo di page fault

(a parità di frame disponibili)• OPT (o MIN): Sostituire la pagina che non

verrà usata per più tempo• Problema: chi conosce il futuro? Problema

indecidibile

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10.5.2 Algoritmo ottimo

• Esempio di applicazione dell’algoritmo ottimo alla sequenza precedente

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10.5.3 Algoritmo LRU

• Sostituire la pagina che non è stata usatada più tempo

• LRU =:= Least Recently Used• Uguale a OPT, ma guardando all'indietro

invece che in avanti: il passato è conosciuto!

• Molto buono, ma ha problemi di implementazione efficiente

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10.5.3 Algoritmo LRU

• Esempio di applicazione dell’algoritmo LRU alla sequenza precedente

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10.5.3 Implementazione LRU

• Stack:– tenere uno stack dei numeri di pagina acceduti;– dimensione = numero di frame per processo– ad ogni accesso il numero di pagina viene

portato (messo) in cima allo stack– la pagina in fondo allo stack è la LRU, da usare

per rimpiazzamento– non viene mosso come uno stack; occorre una

lista linkata doppia

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10.5.3 Implementazione LRU

• Contatori:– ad ogni pagina associato il clock al momento

dell'uso– rimpiazzare la pagina con clock minore– molte scritture in memoria

• Ambedue hanno bisogno di supporto hardware perché clock e stack vanno modificati ad ogni accesso in memoria!

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Algoritmi di rimpiazzamento astack

• Le pagine in memoria con n frame sono un sottoinsieme di quelle con n+1 frame

• LRU è uno stack algorithm• LRU, OPT e stack algorithms non soffrono

dell'anomalia di Belady

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10.5.4 Approssimazioni di LRU

• Il supporto hw per LRU è costosissimo; senza supporto si può solo implementare FIFO

• Reference Bit: settato da hw in PT quando la pagina è riferita: non fornisce un ordinamento sull'uso delle pagine ma permette di approssimare

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Additional-Reference-Bits Algorithms

• Registriamo il bit di riferimento a intervalli regolari (es. 100msec), azzeriamo e teniamo la storia degli ultimi (ad es.) 8 bit per ogni pagina

• Considerati come unsigned int sono una approssimazione del clock: la pagina che ha il numero minore è la LRU

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Additional-Reference-Bits Algorithms

• La minima può non essere unica: ordinamento parziale– si rimpiazzano tutte; oppure– si usa una politica FIFO fra di loro

• Se il numero di bit addizionali è zero (solo il reference bit), abbiamo l'algoritmo della Seconda Opportunità

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10.5.4.2 Algoritmo della Seconda Opportunità

• Si parte da un algoritmo FIFO, ma si usa un reference bit

• Si considera la prima pagina in coda: se il reference bit della pagina è (ancora) 0, allora si rimpiazza

• Se il bit della prima è a 1, allora si azzera il reference bit e le si da una Seconda Opportunità e si passa alla "seconda” della FIFO; e così via

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10.5.4.2 Algoritmo della Seconda Opportunità

• Se tutte hanno il reference bit a 1 allora si rimpiazza la più vecchia

• Detto anche algoritmo dell'orologio, perché si può anche implementare scandendo circolarmente i frame del processo (senza tenere una coda FIFO esplicita)

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10.5.4.3 Algoritmo della Seconda Opportunità Migliorato

• Se l'hw fornisce reference e dirty bit, usiamo tutti e due (resettando il reference); abbiamo quattro classi di pagine:– (0,0) né usata né scritta: ottima da rimpiazzare– (0,1) non usata recentemente, ma modificata:

meno buona– (1,0) usata recentemente, ma pulita: meglio non

rimpiazzare– (1,1) usata recentemente e sporca: la peggiore

da rimpiazzare

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10.5.4.3 Algoritmo della Seconda Opportunità Migliorato

• Scandiamo i frame con lo schema del clock, e sostituiamo la prima pagina della classe più bassa non vuota (può occorrere più di un giro!)

• A differenza dell'algoritmo del clock semplice, preferiamo quelle pagine che non sono state modificate (meno I/O!)

• Usato in MAC/OS (Macintosh)

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10.5.5 Algoritmi basati su contatori

• LFU: Least Frequently Used– Problema: una grande quantità di riferimenti non si

"dimentica" mai– Soluzione: shift a destra ogni tanto → media a

decadenza esponenziale• MFU: Most Frequently Used

– Se ha pochi usi, è probabilmente stata portata in memoria da poco e quindi deve ancora essere usata

– Ambedue costosi, poco usati, approssimano male OPT.

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10.5.6 Algoritmo basato su Buffer di Pagine (Libere)

• Usato in ausilio ad un algoritmo di rimpiazzamento, che sceglie la pagina vittima da rimpiazzare

• Mentre la pagina vittima viene scritta su BS, la pagina richiesta viene letta su una pagina del pool di frame liberi tenuto a parte, in modo che sia resa disponibile al più presto

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10.5.6 Algoritmo basato su Buffer di Pagine (Libere)

• Quando la pagina vittima è stata scritta su BS, il suo frame viene aggiunto al pool deiframe liberi

• Estensione 1:– Teniamo una lista di pagine sporche– Quando BS non ha da fare I/O, salviamo su BS

una pagina sporca, che così ritorna pulita (reset del dirty bit)

⇒ aumenta la probabilità di trovare pagine pulite da rimpiazzare

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10.5.6 Algoritmo basato suBuffer di Pagine (Libere)

• Estensione 2:– Tenere un pool di frame liberi, ma ricordare da

quale pagina provengono– Se il fault riguarda una delle pagine che è nel pool

delle libere si ri-usa subito; altrimenti si usa una delle libere

– VMS/VAX usa FIFO per creare il pool di frameliberi

• quando FIFO "sbaglia" si recupera facilmente la pagina dal pool

• importante quando il reference bit non c'è oppure non è corretto (prime versioni del VAX)

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10.6 Allocazione dei Frame

• In un sistema monoprogrammato si alloca tutti quelli restanti

• Ma con multiprogrammazione?– Come si suddividono i frame liberi tra i vari

processi che vogliono eseguire ?– Si devono/possono tenere un numero minimo di

frame liberi ?

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10.6.1 Numero Minimo di Frame

• Definito dal set di istruzioni della macchina: una pagina (o più) per l'istruzione, più una per ogni operando, considerando le forme diindirizzamento possibili (ad es. indirette)

• PDP11: 2 per istruzione, 2 per op1, 2 per op2 → 6 pagine

• IBM370: MVC: 2 per istruzione, 2 per op1, 2 per op2 → 6 pagine

• EXEC MVC → 8 pagine

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10.6.1 Numero Minimo di Frame

• Riferimenti indiretti multipli: occorre mettere un limite al numero di indirettezzeammesse

• Ma quale è il numero giusto fra il mio e tutta la memoria?

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10.6.2 Algoritmi di Allocazione

• Parti uguali: m frame disponibili, n processi → m/n pagine per processo. E qualcuna tenuta sempre libera come buffer

• Alternativa: ad ogni processo secondo le sue "necessità" ⇒ allocazione proporzionalealla dimensione massima del processo.

• Sia si la dimensione della memoria virtuale del processo pi

• Sia m il numero totale di frame disponibili

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10.6.2 Algoritmi di Allocazione

• Se S=Σ si , allochiamo ai = si /S*m frames, arrotondato all'intero e non meno del minimo per l'architettura

• In ambedue i casi l'allocazione cambia con il livello di multiprogrammazione

• Non tiene conto della priorità di un processo!

⇒ usare una combinazione di dimensione e priorità

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10.6.3 Allocazione Locale o Globale

• Dove va a prendere i frame l'algoritmo di rimpiazzamento?

• Globale: sceglie la vittima fra tutti i framedella MP (escluso in genere il SO)– può portare via il frame ad un processo diverso

da quello che ha generato il page fault• Locale: sceglie la vittima fra i frame del

processo che ha generato page fault– numero di frame per processo costante

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• Problema con il globale:– comportamento diverso a seconda dei processi

con cui si convive in MP– aumentando la priorità ad un processo gli si

assegnano anche più pagine• Problema con il Locale:

– se si danno troppe (relativamente) pagine ad un processo, si ha un throughput basso perché gli altri paginano molto

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• Il rimpiazzamento globale da in genere unthroughput maggiore e ammette livelli molto variabili di multiprogrammazione

• Viene in genere preferito per sistemi timesharing

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10.7 Thrashing

• Se il numero di pagine per un processo scende al di sotto del minimo architetturale → swap-out del processo

• swap-out/in è necessario come schedulingintermedio della CPU (regolatore della multiprogrammazione)

• Se le pagine per un processo sono comunque poche, si dovrà sostituire una pagina che userà fra poco, facendo subito fault, e così via

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10.7 Thrashing

• Se il rimpiazzamento è globale, il processo gira poco e gli verranno "prese" delle pagine da altri che hanno più pagine

• Alla fine tutti i processi sono attivissimi a rubarsi pagine l'un l'altro, per fare page-fault subito dopo!

• Questo fenomeno si chiama THRASHING

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10.7 Thrashing

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10.7.1 Cause del thrashing

• Esempio concreto dei primi SO:– Utilizzo di CPU troppo basso? ⇒ Aumentare il

livello di multiprogrammazione, aggiungendo un nuovo processo

• Si tolgono pagine ai processi già in memoria– i processi aumentano il page fault, la coda del

device di swap aumenta, la RQ si accorcia o si svuota

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10.7.1 Cause del thrashing

⇒ utilizzazione della CPU diminuisce⇒ scheduler carica in memoria un altro

processo!• Nei sistemi time-sharing, il ciclo perverso è

costituito dagli utenti, che lanciano altri programmi senza attendere la fine di quelli già lanciati

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Come combattere il thrashing• Diminuire il livello di multiprogrammazione!• Usare una politica di rimpiazzamento locale• Dare ad ogni processo le pagine necessarie

perché lui non vada in thrashing• Modello della località dell'esecuzione di un

processo:– nell'esecuzione un processo si muove da una

località ad un'altra– Una località è un insieme di pagine che vengono

usate attivamente assieme

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Come combattere il thrashing

• Un programma è in genere costituito da numerose località, che possono essere sovrapposte

• L'esecuzione di un processo cambia località lentamente

• Le località sono legate alle chiamate di funzioni, alla struttura in moduli di un programma, e alle strutture dati usate dal programma

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Come combattere il thrashing

• Notare:– Le cache funzionano per lo stesso motivo!

• Strategia:– assegnare ad ogni processo un numero di

pagine tale da poter contenere la località del programma

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10.7.2 Modello del Working-Set (WS)

• Basato sull'ipotesi di località• Usiamo un parametro ∆ = working-set

window = i più recenti ∆ riferimenti a pagine– WS è l'insieme delle pagine in ∆– WS è una approssimazione della località del

programma

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• Come scegliamo ∆?– Troppo piccolo non si vede la località– Troppo grande prende più località– Se ∞ → WS = dimensione del programma

• Se WSS i è il WS di ogni processo, D=Σ WSS i è la richiesta totale di pagine– se D > m si ha thrashing

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• Il SO misura WSS i– se D>m sospende un processo (swap-out)

liberando le sue pagine– se D<m fa swap-in di un processo sospeso, o ne

avvia un altro• Problema: misurare WSS i

– Approssimazione con timer interrupt ereference bit

– Poco preciso e costoso

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10.7.3 Frequenza di page fault

• Thrashing è troppi page fault• Se la frequenza è alta vuol dire che il

processo ha bisogno di pagine;• Se è bassa che ha troppe pagine• Metodo adattativo

– Sospendere un processo se tutti mostrano di avere bisogno di pagine

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10.7.3 Frequenza di page fault

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10.8.1 Pre-paginazione

• Problema: alto tasso di fault quando il processo parte oppure ritorna dopo swap-out (ancora più importante, perché succede più volte)

• Soluzione per swap-in: ricordare il working-set e riportarle tutte in MP prima di mettereRunning il processo

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10.8.1 Pre-paginazione

• Non tutte saranno ri-usate. Se 0≤α≤1 sonori-usate– risparmiamo α page fault– pre-paginiamo (1-α) inutili– se α è vicino a zero perdiamo– se α è vicino a 1 vinciamo

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10.8.2 Dimensioni della pagina

• Sempre potenze di 2; ma quanto grandi?• Pagine piccole implicano:

– PT grandi– meno frammentazione interna– peggiore throughput di BS perché seek e

latenza sono fissi e grandi rispetto al tempo di trasferimento

– si individua la località più precisamente → meno I/O

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10.8.2 Dimensioni della pagina

– si aumentano i page fault (per prendere lalocalità) → ogni page fault ha un costo fisso →non buono

• La diminuzione del costo della MP spinge apagine grandi

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10.8.3 Struttura del programma

• Il modo di accedere ai dati (deciso dal programma) può aumentare enormemente i page fault

• Es: accesso agli array in modo contrario alla disposizione in memoria

• Stack ha una buona località• Hash table pessima• Separare codice (read-only) dai dati (ci pensa

il compilatore) aiuta

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10.8.3 Struttura del programma

• Non mettere una routine attraverso il confine di pagina; mettere nella stessa pagina routine che si chiamano a vicenda

• Il programmatore mette tali routine nello stesso modulo e il linker-loader evita i confini di pagina e le impacca in modo da ridurre i riferimenti inter-pagina

• Il linguaggio di programmazione influenza i page-fault: C e Pascal sono meglio di Lisp o Prolog

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10.8.4 I/O Interlock

• I/O è più efficiente se direttamente sulla memoria dell'utente (DMA) → le pagine interessate devono essere bloccate (locked) in MP durante la permanenza del comando in cosa e I/O

• Lock bit per evitare rimpiazzamento.

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10.8.4 I/O Interlock

• Utile anche per– evitare rimpiazzamento di una pagina appena

portata in memoria– pagine condivise da tanti processi– "aumentare" le prestazioni di un processo

• Locking deciso dall'utente è un problema nei sistemi multi-user⇒ solo "suggerimenti" per il SO

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10.8.5 Elaborazioni Real-Time

• La memoria virtuale è l'antitesi del real-time• Hard real-time mai con memoria virtuale• Soft real-time deve permettere "suggerimenti"

di lock o lock stretti per processi privilegiati⇒ se abusato, questo meccanismo degrada la prestazione degli altri processi

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10.9 Segmentazione su Richiesta

• Richiede meno supporto hardware• È un'approssimazione della paginazione• Se i segmenti venissero riempiti

"oculatamente" dagli utenti (non lo fanno mai!) potrebbe anche essere meglio dellapaginazione

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10.9 Segmentazione su Richiesta

• Es. OS/2 per Intel 80286 con supporto per segmentazione soltanto– come per la paginazione, ma a livello segmento– 80286 ha accessed bit– syscall per dire al SO quali segmenti no sono

più utili o devono restare in memoria– compattazione della memoria contro la

frammentazione esterna

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