┐QU╔ ES MEMORIA VIRTUAL?
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A medida que los programas de aplicaci≤n se han hecho mßs sofisticados y
mßs grandes, se ha necesitado de ampliar las posibilidades de la memoria
dinßmica de los sistemas. Debido a lo poco econ≤mico que resulta atender
la gran exigencia de memoria simplemente implementando ships con elevada
capacidad de almacenamiento, este problema se ha abordado vφa software,
a travΘs de sistemas operativos que ofrecen gesti≤n de memoria virtual.
Es un mecanismo de gesti≤n de la memoria de un sistema que
implementa un espacio de memoria ficticio, llamado espacio de direcciones
o de nombres, el cual es mucho mayor que el espacio de memoria real fφsica
que posee el hardware del sistema. De esta manera, el programador al desarrollar
aplicaciones para un SO con memoria virtual, no tiene que ocuparse de la
memoria fφsica, simplemente programa como si tuviera a su disposici≤n una
gran espacio de direcciones para cada proceso.
┐C╙MO ES POSIBLE LA GESTI╙N DE MEMORIA VIRTUAL?
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El programador desarrolla sobre un gran espacio de memoria virtual, compila
o ensambla sus fuentes para producir los ejecutables de sus aplicaciones.
Es todo lo que hace. El SO se encarga de lo demßs: traduce las direcciones
virtuales en direcciones fφsicas y carga en la RAM del sistema s≤lo aquellos
bloques de la aplicaci≤n que necesi ta, nunca carga todo el ejecutable ya
que Θste seguramente ocuparφa todo el espacio de memoria fφsica disponible
y el sistema colapsarφa.
┐C╙MO TRADUCE W32 DIRECCIONES VIRTUALES A REALES?
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W32 requiere la presencia de un microprocesador Intel 386, 486 o Pentium.
Estos procesadores usan direccionamiento de memoria de 32 bits y por tanto
son capaces de acceder 2 elevado a la 32, es decir, 4.294.967.296 bytes
(4 gigabytes o GB) de memoria fφsica. Por supuesto, la mayorφa de los usuarios
de W32 no estßn cerca de ese lφmite.
Las direcciones de 32 bits usadas por los programas W32 para
acceder al c≤digo y los datos no son las direcciones fφsicas de 32 bits
que el microprocesador usa para direccionar la memoria fφsica. La direcci≤n
que utiliza la aplicaci≤n se llama direcci≤n ½virtual╗ la cual es una direcci≤n
ficticia que se traduce a una direcci≤n fφsica a travΘs de una ½tabla de
pßgina╗.
Para leer una instrucci≤n o dato en la RAM, el CPU necesita
colocar en el BUS de direcciones esa direcci≤n donde debe estar ubicada
la direcci≤n o dato solicitado. Por ejemplo, si quiere acceder a la memoria
de video, que estß en 0A0000h, el CPU debe colocar este valor en el BUS.
Como las direciones de las aplicaciones son direcciones virtuales,
el CPU debe traducirlas a direcciones fφsicas antes de acceder a los datos
en la RAM.
Las aplicaciones suelen ignorar este proceso. El programa
parece almacenarse en un espacio de direcciones de 32 bits y no hay nada
extra±o cuando se tiene que acceder a esta memoria. Sin embargo, es conveniente
hacerse una idea de lo que significa esto.
W32 pagina la memoria fφsica, la divide en ½pßginas╗ con una
longitud de 4096 bytes (4 KB). Una mßquina equipada con 8 megabytes de memoria
tiene 2048 pßginas. W95/98 mantiene una colecci≤n de tablas de pßgina (ellas
mismas pßginas 4 KB) para traducir direcciones virtuales a direcciones fφsicas.
Cualquier proceso en W32 tiene su propia ½pßgina de directorio╗,
que es una colecci≤n de hasta 1024 entradas de 32 bits almacenadas contiguamente,
una despuΘs de otra. La direcci≤n fφsica de la pßgina de directorio activa
se almacena en un registro del microprocesador llamado CR3 (CONTROL REGISTER
3), que se cambia cuando el SO conmuta el control entre procesos. Los 10
bits altos de una direcci≤n virtual especifican una de las 1024 entradas
posibles en esta pßgina de directorio. Los 20 bits altos de la entrada de
la pßgina de directorio indica una direcci≤n fφsica de una tabla de pßgina
(los 12 bits inferiores de la direcci≤n fφsica se definen a cero). Esto
referencia otra pßgina, que tambiΘn tiene hasta 1024 entradas de 32 bits.
Los 10 bits del medio de la direcci≤n virtual referencian una de estas entradas.
De nuevo, la entrada tiene una direcci≤n fφsica de 20 bits para indicar
la posici≤n de comienzo de un marco de pßgina, que es una direcci≤n fφsica.
Los 12 bits inferiores de una direcci≤n virtual apuntan a una posici≤n fφsica
dentro de este marco de pßgina.
Mostrado simb≤licamente, uno puede representar una direcci≤n
virtual de 32 bits (que es con lo que trabaja una aplicaci≤n) como una entrada
de pßgina de directorio de 10 bits (d), una entrada de tabla de pßgina de
10 bits (p) y un offset de 12 bits:
dddd-dddd-ddpp-pppp-pppp-oooo-oooo-oooo
Para cada proceso, el microprocesador almacena un valor de
20 bits en el registro CR3 (r de registro):
rrrr-rrrr-rrrr-rrrr-rrrr
La direcci≤n fφsica de comienzo de la pßgina de directorio
activa del proceso es:
rrrr-rrrr-rrrr-rrrr-rrrr- 0000-0000-0000
RecuΘrdese que todas las pßginas se almacenan en lφmites de
4 KB, por tanto, cada pßgina comienza en una direcci≤n con los 12 bits inferiores
igual a cero. El microprocesador primero accede a la direcci≤n fφsica:
rrrr-rrrr-rrrr-rrrr-rrrr-dddd-dddd-dd00
Esta posici≤n contiene otro valor de 20 bits (t de tabla):
tttt-tttt-tttt-tttt-tttt
lo cual indica la direcci≤n fφsica de comienzo de una tabla
de pßgina:
tttt-tttt-tttt-tttt-tttt-0000-0000-0000
El microprocesador accede luego a una direcci≤n fφsica:
tttt-tttt-tttt-tttt-tttt-pppp-pppp-pp00
Almacenado en este ßrea hay un valor de 20 bits de un marco
de pßgina (c de marco):
CCCC-CCCC-CCCC-CCCC-CCCC
La direcci≤n fisφca final de 32 bits es una combinaci≤n de
este marco de pßgina con los 12 bits de offset inferiores de la direcci≤n
virtual:
CCCC-CCCC-CCCC-CCCC-CCCC-0000-0000-0000
Esta es la direcci≤n fφsica. Es todo.
Puede parecer que traducir una direcci≤n virtual en direcci≤n
fφsica es un proceso que lleva mucho tiempo, pero realmente no es asφ. Los
microprocesadores Intel 386, 486 y Pentium tienen una memoria cache interna
que puede guardar estas tablas de pßgina dentro del microprocesador. La
traducci≤n se realiza de forma muy rßpida sin ninguna penalizaci≤n de tiempo.
Esta doble paginaci≤n (pßginas que se guardan en una pßgina) ofrece a cada
aplicaci≤n un lφmite te≤rico de aproximadamente un mill≤n de pßginas de
4 KB.
EMPLEANDO SICE
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Podemos revisar el proceso de traducci≤n de memoria virtual a memoria fφsica
con SICE.
Carguemos notepad.exe con el loader de SICE. Cuando se despliega
la pantalla de SICE, el depurador estß apuntando a la primera instrucci≤n
del programa cuya direcci≤n virtual es 00401000h. A partir de esta direcci≤n
podemos calcular la direcci≤n fφsica donde se ubica esta instrucci≤n en
la RAM.
Traduzcamos el valor hexadecimal de la direcci≤n virtual a
binario:
0000 0000 0100 0000 0001 0000 0000 0000
Tenemos:
1. Entrada del directorio de pßginas o primario, diez bytes altos:
0000 0000 01 = 1
Es la entrada 1 del directorio primario
2. Entrada de la tabla de pßinas o directorio secundario,
diez bytes medios:
00 0000 0001 = 1
Es la entrada 1 del directorio secundario
3. Desplazamiento en el marco de pßgina de memoria fφsica,
doce bytes bajos restantes:
0000 0000 0000 = 0
Comienzo del marco de pßgina o desplazamiento cero. RecuΘrdese
que es la primera instrucci≤n del programa.
Para determinar exactamente la direcci≤n fφsica de la direcci≤n
debemos:
1. obtener la direcci≤n fφsica donde estß el directorio de
pßginas activas o directorio primario. Este valor estß en CR3 y lo obtenemos
con el comando 'CPU' de SICE. Cada entrada de este directorio es un puntero
al directorio secundario.
2. obtener la direcci≤n de la entrada en el directorio primario
donde se encuentra la direcci≤n del comienzo del directorio secundario.
Sabemos la direcci≤n del inicio del directorio primario por los 20 bits
altos del contenido de CR3. La entrada dentro del directorio primario que
dice donde estß la tabla que interesa estß indicada por los diez bits altos
de la direcci≤n virtual. Como cada entrada del directorio primario es de
32 bits = 4 bytes, hay que multiplicar el n·mero de entrada por 4 para obtener
la direcci≤n de la entrada correspondiente en el directorio primario.
3. obtener la direcci≤n fφsica d≤nde se encuentra la tabla
de pßginas o directorio secundario. Con la direcci≤n de la entrada del directorio
de pßgina donde estß la direcci≤n de la tabla de pßginas activas, se puede
emplear el comando PEEK de SICE para obtener esta ·ltima direcci≤n:
PEEK D DIRECCI╙N_DE_ENTRADA_DE_DIRECTORIO_PRIMARIO
4. obtener la direcci≤n de la entrada en la tabla de pßginas
donde estß la direcci≤n del inicio o marco de la pßgina donde estß la instrucci≤n
apuntada por la direcci≤n virtual. Sabemos la direcci≤n del inicio del directorio
secundario por los 20 bits altos del contenido la entrada del directorio
primario. La entrada dentro del directorio primario que dice donde estß
el mmraco de pßgina que buscamos estß indicada por los diez bits medios
de la direcci≤n virtual. Como cada entrada del directorio secundario es
de 32 bits=4 bytes, hay que multiplicar el n·mero de entrada por 4 para
obtener la direcci≤n de la entrada correspondiente en el directorio secundario.
5. obtener la direcci≤n fφsica d≤nde se encuentra el marco
de pßgina donde se ubica la instrucci≤n se±alada por la direcci≤n virtual.
Con la direcci≤n de la entrada del directorio secundario donde estß la direcci≤n
del marco de pßginas, se puede emplear el comando PEEK de SICE para obtener
esta ·ltima direcci≤n, ya que este comando devuelve el contenido de una
direcci≤n fφsica:
PEEK D DIRECCI╙N_DE_ENTRADA_DE_DIRECTORIO_SECUNDARIO
6. obtener la direcci≤n fφsica de la instrucci≤n en la pßgina
especφfica. Este valor se obtiene a partir de los 20 bits altos del contenido
en la entrada correspondiente en el directorio secundario y los 12 bits
bajos en la direcci≤n virtual. Estos bits bajos de la direcci≤n virtual
son un desplazamiento dentro del marco de pßgina donde se ubic≤ el contenido
de la aplicaci≤n.
7. obtener el contenido en la direcci≤n fφsica se±alada por
el desplazamiento dentro del marco de pßgina donde se encuentra el c≤digo
o los datos indicados por la direcci≤n virtual. Finalmente el comando
PEEK D DESPLAZAMIENTO_EN_MARCO_DE_P┴GINA
devuelve, invertida, la instrucci≤n en octal en la direcci≤n
virtual. Para comprobar esto, si el puntero de SICE apunta a esta direcci≤n
virtual el comando
D EIP
devuelve el mismo valor en la ventana de datos de SICE. TambiΘn
podemos verificar esto revisando el c≤digo en octal de la instrucci≤n correspondiente.
Debemos ver lo mismo pero invertido. El comando
CODE ON
lo mostrarß.
Continuemos con notepad.exe.
Ya tenemos los valores que corresponden a la direcci≤n virtual
de la primera instrucci≤n de notepad.exe
La direcci≤n fφsica de la pßgina de directorio o directorio
primario lo obtenemos con el comando CPU de SICE: 008170000h. Traduzcßmoslo
a binario:
0000 0000 1000 0001 0111 0000 0000 0000
Los primeros 20 bits de este n·mero indican la direcci≤n fφsica
del comienzo del directorio primario del proceso activo. Los diez bits altos
de la direcci≤n virtual nos dicen que se trata de la primera entrada en
este directorio
0000 0000 1000 0001 0111 - 0000 0000 01 - 00
^
^
bytes altos en CR3
- bytes altos
en dir virtual
obtenemos una nueva direcci≤n fφsica, la de la entrada 1 de
la tabla de pß-
ginas o directorio secundario: 00817004h.
Ejecutemos el comando PEEK D 817004.
PEEK D 00817004
SICE nos dß: 01EFE267
Obtenemos ahora la direcci≤n fφsica del directorio secundario.
En binario:
0000 0001 1110 1111 1110 0010 0110 0111
Los doce bits altos de este valor apuntan al inicio del directorio
secundario. Los diez bits medios indican una entrada dentro de este directorio.
1100 0001 1011 1011 1111 - 00 0000 0001 - 00
^
^
bytes altos en 01EFE267 - bytes
medios
en dir virtual
En hexadecimal: 01EFF004H
Esta entrada contiene la direcci≤n del marco de pßgina en
memoria fφsica donde se encuentra instrucci≤n indicada por la direcci≤n
virtual.
Ahora obtengamos la direcci≤n del marco de pßgina:
PEEK D 01EFF004
Obtenemos un valor como 01DEC225h. Traduzcamos este valor
a binario:
0000 0001 1101 1110 1100 0010 0010 1001
Los 20 bits altos de este valor son la direcci≤n fφsica de
un marco de pßgina, es decir, del comienzo de una pßgina de memoria fφsica.
Si agregamos a este valor el valor indicado por los doce bits bajos de la
direcci≤n virtual obtenemos la direcci≤n fφsica donde se haya la instrucci≤n
se±alada por la direcci≤n virtual:
0000 0001 1101 1110 1100 - 0000 0000 0000
^
^
bytes altos en 01DEC225h - bytes bajos
en dir virtual
PEEK D 01DEC0000
SICE devuelve 83EC8B55
El valor devuelto por este comando corresponde a la instrucci≤n
en octal, pero invertido, a la que apunta la direcci≤n virtual. Si esta
es la direcci≤n se±alada por el puntero de SICE el siguiente comando nos
devolverß el mismo valor regeresado antes:
D EIP
Vemos ahora que la ventana de datos de SICE apunta a 83EC8B55,
en la direcci≤n EIP, el mismo valor devuelto con el comando 'PEEK D 01DEC0000'
Hagamos "code on" y veamos la correspondencia entre
el valor desplegado por el ·ltimo PEEK y el c≤digo en octal desplegado por
SICE, que seguramente serß el mismo pero invertido
55 push ebp
8BCE mov ebp, esp
83...
┐QU╔ VENTAJAS TIENE LA PAGINACI╙N?
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Las ventajas de la paginaci≤n son:
Primero, las aplicaciones se aislan unas de otras.
Ning·n proceso puede inadvertidamente (o maliciosamente) escribir encima
del espacio de c≤digo o datos de otro proceso, pues ni siquiera es capaz
de direccionar la memoria del otro proceso sin el valor CR3 adecuado, y
definir este valor es una tarea que s≤lo puede hacer el n·cleo W32.
Segundo, este mecanismo de paginaci≤n resuelve uno
de los problemas mßs bßsicos en un entorno multitarea: la consolidaci≤n
de la memoria libre. En un esquema de direccionamiento mßs simple, a medida
que se ejecutan m·ltiples programas y se sale de ellos, la memoria se va
fragmentando. Si la memoria estß demasiado fragmentada, los programas no
se pueden ejecutar porque no tienen suficiente memoria contigua, incluso
aunque la cantidad total de memoria libre sea la adecuada. Con la paginaci≤n,
no es necesario consolidar la memoria fφsica libre porque las pßginas no
tienen que ser contiguas. Cualquier cosa se gestiona manipulando las tablas
de pßgina. La ·nica pΘrdida viene realmente por el espacio perdido en las
propias tablas de pßgina y la granularidad de las pßginas de 4 KB.
Tercero, hay bits extra en las entradas de tabla de
pßgina de 32 bits ademßs de las direcciones de 20 bits. Un bit indica que
se ha accedido a una pßgina particular (se denomina bit de ½acceso╗); otro
que la pßgina ha sido escrita (el bit ½sucio╗). W32 puede usar estos bits
para determinar si una pßgina de memoria se puede intercambiar (swapping)
a un archivo de disco para obtener mßs memoria fφsica libre. Otro bit (½presencia╗)
indica si la pßgina se ha intercambiado al disco y se tiene que recargar
en memoria.
Otro bit (½lectura/escritura╗) indica si la pßgina se puede
escribir. Este bit protege el c≤digo de los punteros errantes. Por ejemplo,
si se incluye la instrucci≤n en c≤digo C siguiente en un programa Windows:
* (int *) WinMain 0;
se obtendrß un cuadro de mensaje diciendo: ½Este programa
ha realizado una operaci≤n ilegal y se cerrarß╗. Este bit no evita que un
programa compile el c≤digo fuente del programa y almacene las instrucciones
de lenguaje ensamblador en memoria para ser ejecutadas.
Las direcciones virtuales tienen un ancho de 32 bits. El c≤digo
y los datos (estßticos, de pila o localizados) de un programa tendrßn direcciones
entre 0x00000000 y 0x7FFFFFFF. El propio W32 usa direcciones desde 0x80000000
a 0xFFFFFFFF y aquφ es donde se encontrarßn los puntos de entrada a las
librerφas de enlace dinßmico (DLL) de W32.
La cantidad total de memoria libre estß determinada por la
cantidad de memoria fφsica libre y el ßrea libre de disco duro disponible
para intercambio de pßginas. Como es normal con la gesti≤n de memoria virtual,
W325 emplea un algoritmo LRU (Least-Recently Used: usado-menos-reciente
mente) para determinar quΘ pßginas intercambiar a disco. Los bits de ½acceso╗
y ½sucio╗ le ayudan en esta tarea. Las pßginas de c≤digo no tienen que guardarse
en disco porque las pßginas de c≤digo no son escribφbles, simplemente se
puede recargar desde el archivo .EXE o la librerφa de enlace dinßmico (DLL).
A veces, se verß que se accede al disco cuando se mueve el
rat≤n desde el ßrea cliente de un programa al ßrea cliente de otro programa.
┐Por quΘ ocurre esto? Windows tiene que enviar mcnsajes de movimiento de
rat≤n a la segunda aplicaci≤n. Si el c≤digo del programa para procesar este
mensaje no estß cargado actualmente en memoria, Windows tiene que recargarlo
desde el archivo de disco. Si tiene varios programas Windows grandes cargados
simultßneamente y no tiene mucha memoria, probablemente verß una actividad
inusual en el disco duro a medida que se mueve de programa a programa, pues
Windows estß recargando pßginas descargadas previamente.
A veces, los programas individuales se ralentizan (o se detienen
completamente) cuando Windows estß realizando el intercambio (conmutaci≤n)
de pßginas. Las pßginas de c≤digo se pueden compartir entre aplicaciones.
Esto es particularmente ·til para las librerφas de enlace
dinßmico. Varios programas ejecutßn-dose a la vez pueden usar las mismas
funciones Windows 95, sin que sea necesario que el mismo c≤digo se cargue
en memoria varias veces. S≤lo es necesario una copia del c≤digo.
Excepto la granularidad de las pßginas de 4 KB, la memoria
fφsica no se puede fragmentar porque la desfragmentaci≤n implica ·nicamente
manipular las tablas de pßgina. Sin embargo, la memoria virtual de una aplicaci≤n
se puede fragmentar si una aplicaci≤n localiza, relocaliza y libera varios
bloques de memoria. El limite de 2 MB para el c≤digo y los datos de una
aplicaci≤n normalmente es suficiente para evitar problemas. Es mucho mßs
fßcil que un programa se quede antes sin memoria fφsica que llegue a encontrar
un lφmite en la memoria virtual. Pero puede ocurrir, y si tiene un programa
donde este problema es concebible, puede que desee considerar la memoria
½movible╗.
┐EL PROGRAMADOR PUEDE GESTIONAR LA MEMORIA VIRTUAL?
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Sφ, por supuesto. Para ello W32 proporciona varias funciones API:
Esta funci≤n se emplea para reservar y comprometer espacio
de memoria virtual:
LPVOID VirtualAlloc (LPVOID lpAddress,DWORD cbSize,
DWORD fdwAllocationType,
DWORD fdwProtec);
Para liberar el espacio de memoria comprometido:
BOOL VirtualFree (LPVOID lpAddress,SWORD cbSize,DWORD
fdwFreeType);
Bueno. Espero que este breve escrito sobre la gesti≤n de memoria
virtual en W32 pueda entenderse y sea de utilidad.
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