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Métodos de Asignación
El propósito de los métodos de asignación es el de estipular la cantidad de espacio para los
archivos del disco, y q dicho espacio se utilice eficazmente y se pueda acceder a los ficheros con
rapidez. Existen tres métodos de uso común para asignar el espacio en disco:
→ Asignación Contigua: este método requiere que cada archivo o fichero ocupe un conjunto de
direcciones contiguas en el disco. Con esta ordenación, para moverse después al bloque b + 1
después del bloque b, no se requieren movimientos de la cabeza. Cuando es necesario mover
la cabeza, solo hay que desplazarla una pista. De esta forma, el número de posicionamientos
en disco para lograr el acceso a los archivos asignados contiguamente es el mínimo, al igual
que el tiempo de posicionamiento. La asignación contigua de un archivo esta definida por la
dirección en disco y la longitud del primer bloque. Si el archivo tiene una longitud de n bloques,
comienza en la localidad b, entonces ocupa los bloques b, b + 1, b + 2…. La entrada del
directorio para cada archivo indica la dirección del bloque inicial y la longitud del área asignada
al archivo. El problema de este método consiste en encontrar espacio para un nuevo archivo.
Una vez definida la implantación de la lista de espacio libre, se puede decidir como encontrar
espacio para la asignación contigua de un archivo. Si el archivo que hay que crear tiene una
longitud de n bloques, es necesario recorrer la lista de espacio libre hasta encontrar n bloques
libres contiguos. Si se trata de un mapa de bits, es necesario encontrar n bits seguidos con
valor 0; y en una lista de direcciones y recuentos, se requiere un recuento de por lo menos n.
Otro problema que enfrenta este método es el de determinar cuanto espacio se necesita para el
archivo. Al crear un archivo, hay que encontrar y asignar todo el espacio que necesitará, pero
existe la dificultad de estimar con exactitud el tamaño final del archivo. Si se asigna poco
espacio, el archivo no podrá extenderse, y mas aun y se usa la estrategia de asignación de
mejor ajuste, ya que el espacio a ambos extremos del archivo puede estar ocupado. En este
caso es imposible hacer más grande el archivo, por lo que surgen dos posibilidades: la primera
consiste en abortar el programa del usuario y la segunda consiste en encontrar un hueco más
grande, copiar el contenido del archivo al nuevo espacio y liberar el anterior. Esta última
solución es posible siempre que quede espacio suficiente y consume una cantidad de tiempo
considerable.
→ Asignación Enlazada: Este método resuelve los problemas que presenta la asignación contigua,
pues cada archivo es una lista enlazada de bloques de disco que pueden encontrarse en
cualquier parte del mismo. El directorio contiene un apuntador al primer y ultimo bloques del
archivo. En un principio se asigna un valor nulo para representar un archivo vacío. Una
escritura al archivo quita el primer bloque disponible de la lista de espacio libre y escribe en el;
luego se enlaza el nuevo bloque al final del archivo. Para leer un archivo, basta con leer los
bloques siguiendo los apuntadores. Con este tipo de asignación no hay fragmentación externa
ya que todos los bloques están enlazados y por lo tanto cualquiera de la lista de espacio libre
puede usarse para satisfacer una solicitud. Tampoco es necesario declarar el tamaño del
archivo durante su creación. El archivo puede continuar su crecimiento mientras queden
bloques libres. No obstante, la asignación enlazada tiene sus desventajas. El mayor problema
es que solo puede aplicarse eficazmente con archivos de acceso secuencial, ya que para
encontrar el bloque i de un archivo hay que comenzar en el principio del archivo y seguir los
apuntadores hasta llegar al bloque deseado, además que, cada acceso a un apuntador requiere
de una lectura del disco. Otra desventaja es el espacio requerido por los apuntadores, por lo
que cada archivo requerirá un poco más de espacio, que además no será utilizado para
albergar más información. Otra dificultad es la poca confiabilidad que presenta, ya que los
archivos, al estar dispersos por todo el disco, están expuestos a perderse si tan solo se daña o
pierde un apuntador. Un error común es la elección de un apuntador incorrecto, enlazando el
archivo a otro. Una solución a este inconveniente consiste en el empleo de listas doblemente
enlazadas, o almacenar en cada bloque el nombre del archivo y el número del bloque, aunque
estos esquemas requieren mas espacio para cada archivo.
→ Asignación Indizada: este método busca resolver los problemas de los anteriores reuniendo
todos los apuntadores en un solo lugar, llamado Bloque de Índices. Cada archivo tiene su
propio Bloque de Índices, el cual es un arreglo de direcciones de bloque en el disco. La entrada
i en el bloque de índices apunta al bloque i del archivo. El directorio contiene la dirección del
bloque de índices. Para leer el bloque i se utiliza el apuntador de la entrada i del bloque de
índices para localizar y leer el bloque deseado. Al crear un nuevo archivo, se asigna a nulo
todos los apuntadores del Bloque de Índices. Cuando el bloque i se escribe por primera vez se
saca un bloque de la lista de espacio libre y se coloca su dirección en la entrada i del Bloque de
Índices. La dificultad de este método es el desperdicio de espacio, ya que generalmente es
mayor el espacio adicional requerido para los apuntadores del Bloque de Índices que para una
asignación enlazada. Otra dificultad es el tamaño del Bloque de Índices. Cada archivo debe
tener un Bloque de Índices cuyo tamaño ideal seria el menor posible. Sin embargo, si es
demasiado pequeño no podrá almacenar todos los apuntadores para un archivo grande, por lo
que es necesario un mecanismo para tratar esta situación.
Velocidad del Disco
La velocidad del disco se compone de tres elementos: para acceder a un bloque en el disco, el
sistema primero debe mover la cabeza a la pista o cilindro correspondiente. A este movimiento se
le denomina posicionamiento, y al tiempo para concluirlo se le conoce como tiempo de
posicionamiento. Una vez que la cabeza se encuentra en la pista correcta debe esperar a que el
bloque deseado pase por debajo de la cabeza de L / E, a esta demora se le denomina tiempo de
latencia. Por ultimo puede efectuarse la transferencia real de datos entre el disco y la memoria
principal, esta última parte es el tiempo de transferencia. El Tiempo Total para servir una solicitud
del disco es la suma de los tiempos de posicionamiento, latencia y transferencia.
Métodos de Planificación del Disco
Planificación FCFS (First Come – First Served; Servicio por Orden de Llegada): es el algoritmo más
sencillo, pero probablemente no ofrece el mejor tiempo de servicio. Ejemplo: Considere una cola
de disco con las solicitudes en el siguiente orden: 98, 183, 37, 122, 14, 124, 65, 67
En al grafico contiguo se evidencia el
violento movimiento de la 122 a la 14 y de
vuelta a la 124. Lo ideal seria poder servir
juntas todas las solicitudes para reducir
considerablemente el movimiento total de la
cabeza y también el tiempo para servir cada
solicitud, mejorando la productividad del
disco.
Planificación SSTF (Shortest Seek Time First; Primero la Solicitud con el Tiempo de Búsqueda o
Posicionamiento Menor): Parece razonable servir juntas todas las solicitudes próximas a la posición
actual del disco, antes de desplazar la cabeza a un punto lejano para servir otra solicitud. Este
algoritmo selecciona la solicitud con el menor tiempo de posicionamiento a partir de la posición
actual de la cabeza. Este tipo de planificación es una variación de la Planificación SJF y como tal
puede causar el bloqueo indefinido de algunas solicitudes. Suponga que se tienen 2 solicitudes en
la cola, una para la 14 y otra para la 186. Si llega una solicitud próxima a la 14 mientras se sirve
esta solicitud, será la siguiente solicitud en atenderse, por lo que la solicitud de la 186 tendría que
esperar. Mientras se sirve la nueva solicitud, puede llegar otra próxima a la 14. En teoría, podría
llegar una serie continua de solicitudes próximas entre sí, ocasionando que la solicitud de la pista
186 espere indefinidamente. Ejemplo: el mismo que el anterior.
En el grafico contiguo se evidencia la
mejora considerable en el promedio del
servicio del disco, ya que da como
resultado un movimiento total de la
cabeza de 236 pistas.
Planificación SCAN: Este algoritmo surge de la naturaleza dinámica de la cola de solicitudes. La
cabeza de L / E comienza en un extremo del disco y se desplaza hacia el otro, sirviendo las
solicitudes al llegar a cada pista, hasta alcanzar el extremo opuesto. Al llegar a este extremo, se
invierte la dirección del movimiento de la cabeza y continúa el servicio, rastreando continuamente
el disco de un extremo a otro. Ejemplo: el mismo que el anterior.
Antes de aplicar el algoritmo es necesario
conocer la dirección del movimiento de la
cabeza, así como su posición mas reciente.
Si se movía hacia la 0, el movimiento de la
cabeza atendería las solicitudes 37 y 14. Al
llegar a la pista 0, se invertiría el movimiento
de la cabeza y se desplazaría hacia el
extremo opuesto, sirviendo las solicitudes 65,
67, 98, 122, 124 y 186 durante el movimiento.
Es importante mencionar que si una solicitud llega justo delante de la cabeza, se servirá casi de
inmediato, mientras que una solicitud correspondiente a una posición inmediatamente detrás de la
cabeza tendrá que esperar a que la cabeza se mueva hasta el final del disco, invierta su dirección
de movimiento y regrese antes de ser servida.
Planificación C – SCAN: Es una variante de la planificación SCAN, diseñada para ofrecer un tiempo
de espera más uniforme. Al igual que el método anterior, C – SCAN mueve la cabeza de un
extremo del disco a otro, sirviendo las solicitudes durante su marcha; sin embargo cuando llega al
extremo opuesto regresa de inmediato al inicio del disco, sin servir ninguna solicitud en el camino.
Planificación LOOK
Los dos métodos anteriores siempre mueven la cabeza de un extremo del disco al otro. En la
práctica ninguno se implanta de esta forma, sino que es más común que la cabeza se mueva hasta
la última solicitud en cada dirección. Si ya no existen solicitudes en la dirección actual, se invierte el
movimiento. A estas versiones de los algoritmos SCAN y C – SCAN se les llama planificación
LOOK y C – LOOK (que significa mirar, ya que “mira” si hay una solicitud antes de moverse en esa
dirección.
Grafico correspondiente a la Planificación C - SCAN
Grafico correspondiente a la Planificación C - LOOK
ADMINISTRACIÓN DE MEMORIA
El propósito principal de un sistema de computación es ejecutar programas, los cuales, junto con
los datos que utilizan, deben encontrarse (por lo menos en parte) en la memoria principal.
Anteriormente se pudo ver como un conjunto de procesos puede compartir la UCP. Como resultado
de la panificación de la UCP se puede mejorar tanto su uso como su velocidad de respuesta a los
usuarios. Sin embargo, para lograr este incremento en el rendimiento, es necesario conservar
varios procesos en memoria, es decir, compartir la memoria. A continuación se analizar las distintas
estrategias existentes para administrar la memoria, las cuales, presentan un único requisito: todo el
programa debe encontrarse en la memoria física antes de ejecutarse. Esto, limita el tamaño
máximo del proceso al tamaño de la memoria física.
Enlace de Direcciones
Para ejecutar un proceso, este debe cargarse en
memoria. Generalmente el proceso reside en disco
como un archivo binario ejecutable. El conjunto de
procesos en disco que esperan entrar en la
memoria para ejecutarse integran la Cola de
Entrada. El procedimiento normal consiste en
seleccionar uno de los procesos de la Cola de
Entrada y cargarlo en memoria. Esta técnica
ocasiona la relocalización de direcciones. Mientras
se ejecuta el programa, accede a las instrucciones y
datos en memoria. Finalmente el programa termina
y su espacio en memoria se declara disponible.
En la mayoría de los casos un programa de usuario
pasará por varias etapas antes de ejecutarse. En
estas etapas las direcciones pueden representarse
de distintas maneras. En un programa fuente las
direcciones
son
generalmente
simbólicas.
Un
compilador enlazara estas direcciones simbólicas
con direcciones relocalizables. A su vez el editor de
enlaces o cargador enlazará estas direcciones
relocalizables con direcciones absolutas. Cada
enlace es una correspondencia entre un espacio de
direcciones y otro.
Superposiciones
Puesto que todo el espacio lógico de direcciones de un proceso debe encontrarse en la memoria
física antes de ejecutar el proceso, la dimensión de un proceso esta limitada por el tamaño de la
memoria física. Para que un proceso pueda ser mayor que la cantidad de memoria que se le
asigna, en ocasiones se utiliza una técnica llamada superposiciones; la idea es conservar en
memoria solo aquellas instrucciones y datos que se requieran en un momento dado. Cuando se
necesitan otras instrucciones, se cargan en el espacio que antes ocupaban las que ya no se
requieren. Ejemplo: considere un ensamblador de 2 pasos. Durante el paso 1 construye una tabla
de símbolos; luego durante el paso 2, genera el código del paso 1, código del paso 2, tabla de
símbolos y rutinas de apoyo comunes utilizadas en los pasos 1 y 2. suponga que los tamaños de
estos componentes son los siguientes:
Paso 1
Paso 2
Tabla de Símbolos
Rutinas Comunes
70 K
80 K
20 K
30 K
200 K
Para cargar todo a la vez necesitaríamos 200 K de memoria; si solo
hay 150 K disponibles, no podemos ejecutar nuestro proceso. Sin
embargo observe que el paso 1 y el paso 2 no necesitan estar en
memoria
al
mismo
tiempo,
de
modo
que:
definimos dos superposiciones:
A. la tabla de símbolos, las rutinas comunes, y el paso 1 = 120 K
B. la tabla de símbolos, las rutinas comunes, y el paso 2 = 130 K
agregamos un manejador de la superposición (10 K) y comenzamos con la superposición A en
memoria. Cuando terminamos el paso 1 pasamos al manejador de la superposición, que lee la
superposición B en memoria, sobrescribiendo la A, y luego se transfiere el control al paso 2. la
superposición A solo necesita 120 k mientras que la superposición B solo necesita 130. de esta
forma es posible ejecutar el ensamblador en los 150 K de memoria disponible.
Intercambios
Un proceso necesita estar en memoria para ejecutarse. Sin embargo, este puede intercambiarse
temporalmente saliendo de la memoria a un almacenamiento secundario, y regresando luego a la
memoria para continuar su ejecución. Por ejemplo, suponga un entorno de multiprogramación con
un algoritmo de planificación circular o Round – Robin de la UCP. Cuando un cuanto expira, el
administrador de la memoria comenzará a intercambiar el proceso que acaba de terminar, para
incorporar otro proceso al espacio de memoria que acaba de liberarse. Mientras tanto, el
planificador de la UCP asignará una porción de tiempo a otro proceso en memoria. Normalmente,
un proceso que sale de un intercambio regresará al mismo espacio de memoria que antes
ocupaba.
Los intercambios requieren de almacenamiento auxiliar, el cual generalmente es un disco. El
sistema mantiene una cola de procesos listos que consiste en todos los procesos cuya imagen de
memoria se encuentra en el almacenamiento auxiliar o en memoria y están listos para ejecutarse.
Cuando el planificador de la UCP decide ejecutar un proceso, llama al despachador, el cual
comprueba si el siguiente proceso de la cola esta en memoria. Si no esta, y no se cuenta con una
región de memoria libre, el despachador intercambia un proceso en memoria con el proceso
deseado. Obviamente el tiempo de cambio de contexto en un sistema de intercambios es bastante
alto. También vale mencionar, que la mayor parte del tiempo que se invierte en el intercambio se
invierte en la transferencia. El tiempo total de transferencia total es directamente proporcional a la
cantidad de memoria que se intercambia, por lo que resultaría útil saber exactamente cuanta
memoria usa un proceso de usuario realmente, para intercambiar solo lo que realmente se esta
usando y en consecuencia reducir el tiempo de transferencia.
Asignación de Particiones Múltiples
El problema de la administración de memoria consiste en asignar memoria a los distintos procesos
que esperan en la cola de entrada para ser transferidos a memoria. Uno de los esquemas mas
sencillos para la asignación de memoria consiste en dividirla en varias particiones de tamaño fijo.
Cada partición puede contener exactamente un proceso. De esta forma el nivel de
multiprogramación esta dado por el numero de particiones. Cuando una partición esta libre, se
selecciona un proceso de la cola de entrada y se carga en la partición libre; cuando el proceso
termina, la partición esta disponible para otro.
Esquema Básico
El S.O. conserva una tabla que indica que partes de la memoria están disponibles y cuales no lo
están. Inicialmente toda la memoria esta disponible para los procesos de usuario y se considera
como un gran bloque de memoria disponible, o un hueco. Cuando llega un proceso y necesita
memoria, se busca un hueco de tamaño suficiente para ese proceso. Si se encuentra, se asigna
solo la cantidad de memoria necesaria, quedando disponible el resto para satisfacer solicitudes
posteriores. Ejemplo: se tiene 2560 k de memoria disponible, y un S.O. residente de 400 K. esta
situación deja 2160 K para los procesos de usuario. Para asignar el espacio de memoria a los
diferentes procesos, se toma en consideración lo siguiente:
S. O.
0
a) Se utiliza la planificación FCFS, con lo
que
400 k
se
asigna
de
inmediato
los
procesos P1, P2 y P3. queda un hueco
de 260 K que no puede ser asignado a
los procesos restantes.
2160 K
b) Utilizando la planificación circular con
256O K
un cuanto de 1 m/s, el proceso P2
termina en el instante 14 liberando su asignación de memoria
c) Se regresa a la cola y se inicia con el siguiente proceso que es P4
d) El proceso P1 termina en el instante 28
e) Se inicia la ejecución del proceso P5
S. O.
400 K
S. O.
400 K
P1
P1
1000 K
400 K
1000 K
S. O.
400 K
S. O.
400 K
P5
P1
1000 K
S. O.
900 K
1000 K
1000 K
P2
P4
1700 K
2000 K
2300 K
P3
2560 K
2000 K
2300 K
P3
2560 K
a)
2000 K
1700 K
P3
2300 K
2000 K
P3
2000 K
P3
2300 K
2560 K
c)
P4
1700 K
2300 K
2560 K
b)
P4
2560 K
d)
e)
Este ejemplo ilustra varios puntos. En general en cualquier momento, hay un conjunto de huecos
de distintos tamaños y dispersos por toda la memoria. Cuando llega un proceso y necesita
memoria, se busca en este conjunto un hueco con el tamaño suficiente para el proceso. Si el hueco
es demasiado grande, se divide en dos: una parte se asigna al proceso que llega y la otra se
devuelve al conjunto de huecos. Cuando termina un proceso, libera su bloque de memoria, el cual
se coloca de nuevo junto al conjunto de huecos. Si el nuevo hueco es adyacente a otros, los
fusionamos formando uno mayor. Al llegar a este punto, es necesario comprobar si hay procesos
esperando memoria y si esta nueva memoria liberada y recombinada puede satisfacer las
solicitudes de algunos de estos procesos.
Se trata entonces, de satisfacer una solicitud de tamaño n a partir de una lista de huecos libres.
Para ellos se emplean las siguientes estrategias para seleccionar un hueco libre de un conjunto de
huecos disponibles:
1. Primer ajuste: asigna el primer hueco que tenga el tamaño suficiente. La búsqueda puede
comenzar en el inicio del conjunto de huecos o a partir de donde terminó la búsqueda
anterior. Se dejan de buscar en el momento en el que se haya un hueco libre de suficiente
tamaño.
2. Mejor ajuste: se asigna el hueco más pequeño que tenga el tamaño suficiente. Se debe
recorrer toda la lista a menos que se tenga ordenada por tamaño. Esta estrategia produce el
hueco sobrante más pequeño.
3. Peor ajuste: asigna el hueco más grande: una vez más, se debe buscar en toda la lista, a
menos que se encuentre ordenada por tamaño. Esta estrategia produce el hueco sobrante
más grande.
Estas estrategias padecen de dos inconvenientes conocidos como Fragmentación Externa y
Fragmentación Interna. La primera se da cuando el espacio de memoria es suficiente para atender
una solicitud, pero no es contiguo, por lo que el almacenamiento esta fragmentado en varios
huecos pequeños; es decir, conforme los procesos se cargan y extraen de la memoria, el espacio
libre que queda se divide o descompone en pequeños pedazos. El principal problema que se
produce con este tipo de fragmentación ocurre cuando hay suficiente espacio de memoria para
atender una solicitud, pero este se encuentra fragmentado en pequeños huecos. La segunda
ocurre cuando cierta parte de memoria pertenece a una partición, pero no se utiliza. Un ejemplo de
esta situación es el siguiente: considere que existe un hueco de 18464 bytes y un proceso de
18462 bytes. Si se asigna el proceso a este hueco, se produce un hueco de 2 bytes, además del
procesamiento para administrar dicho hueco, que será considerable en relación al tamaño del
hueco sobrante.
Planificación a Largo Plazo
A medida que entran procesos en el sistema, se van colocando en una cola de entrada. El
Planificador a Largo Plazo (PLP) tiene en cuenta los requisitos de memoria de cada proceso y la
cantidad de memoria disponible para determinar a que procesos se les asigna. Cuando a un
programa se le asigna espacio, se carga en memoria. Entonces puede competir por la UCP.
Cuando termina un proceso, libera su memoria, y el planificador de la UCP puede llenarla con otro
proceso de la cola de entrada. En cualquier momento se tiene una lista de tamaños de bloques
disponibles y la cola de entrada. El PLP puede ordenar la cola de entrada de acuerdo con algún
algoritmo de planificación. La memoria se asigna a los procesos hasta que finalmente no puedan
satisfacerse los requisitos de memoria del siguiente proceso; no hay ningún bloque de memoria o
hueco de suficiente tamaño para contener el proceso. Entonces el PLP puede esperar hasta que
este disponible un bloque de tamaño suficiente o recorrer la cola de entrada para ver si pueden
satisfacerse las solicitudes de menor cantidad de memoria de algún proceso de menor prioridad
Compactación
Representa una solución para la Fragmentación Externa. El objetivo consiste en desplazar el
contenido de la memoria para colocar junta toda la memoria libre en un solo bloque de gran
tamaño. El esquema mas sencillo para implementar la Compactación es el de mover todos los
procesos hacia un extremo de la memoria; moviendo de esta forma todos los huecos en la
dirección contraria, produciendo un gran hueco de memoria disponible. Es importante mencionar
que no siempre es posible realizar la compactación.