TEMA 3. GESTIÓN DE MEMORIA - Universidad de Almería

Diseño de Sistemas Operativos
Tema 3. Gestión de Memoria
menos uno de ellos está signado; en otro caso, se liberaría para que quedara sólo el nodo padre de ambos
(unirían en un bloque mayor).
3.3.3.2. Buddy System retardado
Esta técnica es la que adopta SVR4. Los autores observan que UNIX exhibe, a menudo, un comportamiento
estable en la demanda de memoria del kernel, es decir, la cantidad de demandas para bloques de un tamaño
determinado varían lentamente en el tiempo. De esta forma, si se libera un bloque de tamaño 2 i e
inmediatamente se une con su colega (buddy) en un bloque de tamaño 2 i + 1 , el kernel puede, a continuación,
hacer una solicitud de un bloque de tamaño 2 i que necesariamente divide de nuevo el bloque mayor. Para
evitar estas uniones y divisiones innecesarias, el Buddy System retardado difiere la unión hasta que parezca
que sea necesaria, y entonces se une tantos bloques como sea posible.
El Buddy System retardado utiliza los siguientes parámetros: (1) N i = número actual de bloques de tamaño 2 i ;
(2) A i = número actual de bloques de tamaño 2 i que están asignados (ocupados); (3) G i = número de bloques
de tamaño 2 i que están libres globalmente; estos son bloques elegibles para la unión; si el colega (buddy) de
un bloque de este tipo se convierte en un bloque libre globalmente, entonces los dos bloques se unirán en un
bloque libre globalmente de tamaño 2 i + 1 . Todos los bloques libres (huecos) en el Buddy System estándar se
podrían considerar libre globalmente; (4) L i = número actual de bloques de tamaño 2 i que están libres
localmente; estos bloques no son elegibles para la unión. Aunque, el colega de estos bloques se convierta en
libre, los dos bloques no se unen. Más bien, los bloques libres localmente quedan retenidos como anticipación
de futuras demandas de un bloque de ese tamaño. Se cumple la siguiente relación: N i = A i + G i + L i .
En general, el Buddy System retardado trata de mantener una reserva de bloques libres localmente y
solamente invoca uniones si el número de bloques libres localmente excede un umbral. Si hay demasiados
bloques libres en el siguiente nivel para satisfacer las demandas. La mayor parte del tiempo, mientras los
bloques estén libres, no se produce la unión, para que la sobrecarga de operaciones y contabilidad se
minimicen. Cuando un bloque va a ser asignado, no se distingue si se hace de entre los bloques libres local o
globalmente, también esto minimiza la contabilidad. El criterio utilizado para la unión es que el número de
bloques libres localmente de un tamaño dado no excedan del número de bloques asignados de este tamaño (es
decir, debe ser L i ≤ A i ). Esta es una guía razonable para restringir el crecimiento de los bloques libres
localmente, confirmándose que este esquema genera un notable ahorro. Para implementar este esquema, se
define un retraso variable según la siguiente ecuación: D i = A i – L i = N i – 2 L i – G i . A continuación se
muestra el algoritmo,
D i = 0; // Después de una operación el valor de D i se actualiza como sigue:
if (siguiente operación es una solicitud de asignación de bloque)
{
if (existe algún bloque libre)
{
Seleccionar uno para asignarlo;
if (bloque seleccionado está localmente libre)
D i = D i + 2;
else
D i = D i + 1;
}
else
{
Conseguir dos bloques dividiendo en dos uno más grande (operación recursiva);
Asignar uno y marcar el otro libre localmente;
// D i no cambia, aunque puede cambiar a otros tamaños de bloque por la llamada
recursiva
}
}
Departamento de Lenguajes y Computación. Universidad de Almería Página 3.18