Subsistemul de gestiune a memoriei din cadrul unui sistem de operare este folosit de toate celelalte subsisteme: planificator, I/O, sistemul de fișiere, gestiunea proceselor, networking. Memoria este o resursă importantă, de aceea sunt necesari algoritmi eficienți de utilizare și gestiune a acesteia.

Rolul subsistemului de gestiune a memoriei este de:

• a ține evidența zonelor de memorie fizică (ocupate sau libere)
• a oferi proceselor sau celorlalte subsisteme acces la memorie
• a mapa paginile de memorie virtuală ale unui proces (pages) peste paginile fizice (frames).

Nucleul sistemului de operare oferă un set de interfețe (apeluri de sistem) care permit alocarea/dealocarea de memorie, maparea unor regiuni de memorie virtuală peste fișiere, partajarea zonelor de memorie.

Din păcate, nivelul limitat de înțelegere a acestor interfețe și a acțiunilor ce se petrec în spate conduc la o serie de probleme foarte des întâlnite în aplicațiile software: memory leak-uri, accese nevalide, suprascrieri, buffer overflow, corupere de zone de memorie.

Este, în consecință, fundamentală cunoașterea contextului în care acționează subsistemul de gestiune a memoriei și înțelegerea interfeței puse la dispoziție programatorului de către sistemul de operare.

Spațiul de adresă al unui proces, sau, mai bine spus, spațiul virtual de adresă al unui proces reprezintă zona de memorie virtuală utilizabilă de un proces. Fiecare proces are un spațiu de adresă propriu. Chiar în situațiile în care două procese partajează o zonă de memorie, spațiul virtual este distinct, dar se mapează peste aceeași zonă de memorie fizică.

În figura alăturată este prezentat un spațiu de adresă tipic pentru un proces. În sistemele de operare moderne, în spațiul virtual al fiecărui proces se mapează memoria nucleului, aceasta poate fi mapată fie la început, fie la sfârșitul spațiului de adresă. În continuare, ne vom referi numai la spațiul de adresă din user-space pentru un proces.

Cele 4 zone importante din spațiul de adresă al unui proces sunt zona de date, zona de cod, stiva și heap-ul. După cum se observă și din figură, stiva și heap-ul sunt zonele care pot crește. De fapt, aceste două zone sunt dinamice și au sens doar în contextul unui proces. De partea cealaltă, informațiile din zona de date și din zona de cod sunt descrise în executabil.

Segmentul de cod (denumit și text segment) reprezintă instrucțiunile în limbaj mașină ale programului. Registrul de tip instruction pointer (IP) va referi adrese din zona de cod. Se citește instrucțiunea indicată de către IP, se decodifică și se interpretează, după care se incrementează contorul programului și se trece la următoarea instrucțiune. Zona de cod este, de obicei, o zonă read-only pentru ca procesul să nu poată modifica propriile instrucțiuni prin folosirea greșită a unui pointer. Zona de cod este partajată între toate procesele care rulează același program. Astfel, o singură copie a codului este mapată în spațiul de adresă virtual al tuturor proceselor.

Zonele de date conțin variabilele globale definite într-un program și variabilele de tipul read-only. În funcție de tipul de date există mai multe subtipuri de zone de date.

Zona .data conține variabilele globale și variabilele statice inițializate la valori nenule ale unui program. De exemplu:

static int a = 3;
char b = 'a';

Zona .bss conține variabilele globale și variabilele statice neinițializate ale unui program. Înainte de execuția codului, acest segment este inițializat cu 0. De exemplu:

static int a;
char b;

În general aceste variabile nu vor fi prealocate în executabil, ci în momentul creării procesului. Alocarea zonei .bss se face peste pagini fizice zero (zeroed frames).

Zona .rodata conține informație care poate fi doar citită, nu și modificată. Aici sunt stocate literalii:

"Hello, World!"
"En Taro Adun!"

și constantele. Toate variabilele globale declarate cu keyword-ul const vor fi puse în .rodata. Variabilele locale declarate ca fiind const vor fi puse pe stivă, deci într-o zonă de memorie nemarcată ca read-only și vor putea fi modificate prin intermediul unui pointer către acestea. Un caz aparte îl reprezintă variabilele locale constante declarate cu keyword-ul static care vor fi puse în .rodata:

const int a;           /* în .rodata */
const char ptr[];      /* în .rodata */
 
void myfunc(void)
{
   int x;              /* pe stivă */
   const int y;        /* pe stivă */
 
   static const int z; /* în .rodata */
 
   static int p = 8;   /* în .data */
   static int q;       /* în .bss */
   ...

Stiva este o regiune dinamică în cadrul unui proces, fiind gestionată automat de compilator.

Stiva este folosită pentru a stoca “stack frame-uri”. Pentru fiecare apel de funcție se va crea un nou “stack frame”.

Un “stack frame” conține:

• variabile locale
• argumentele funcției
• adresa de retur

Pe marea majoritate a arhitecturilor moderne stiva crește în jos (de la adrese mari la adrese mici) și heap-ul crește în sus. Stiva crește la fiecare apel de funcție și scade la fiecare revenire din funcție.

În figura de mai jos este prezentată o vedere conceptuală asupra stivei in momentul apelului unei funcții.

Heap-ul este zona de memorie dedicată alocării dinamice a memoriei. Heap-ul este folosit pentru alocarea de regiuni de memorie a căror dimensiune este determinată la runtime.

La fel ca și stiva, heap-ul este o regiune dinamică care își modifică dimensiunea. Spre deosebire de stivă, însă, heap-ul nu este gestionat de compilator. Este de datoria programatorului să știe câtă memorie trebuie să aloce și să rețină cât a alocat și când trebuie să dealoce. Problemele frecvente în majoritatea programelor țin de pierderea referințelor la zonele alocate (memory leaks) sau referirea de zone nealocate sau insuficient alocate (accese nevalide).

În limbaje precum Java, Lisp etc. unde nu există “pointer freedom”, eliberarea spațiului alocat se face automat prin intermediul unui garbage collector. Pe aceste sisteme se previne problema pierderii referințelor, dar încă rămâne activă problema referirii zonelor nealocate.

Alocarea memoriei este realizată static de compilator sau dinamic, în timpul execuției. Alocarea statică e realizată în segmentele de date pentru variabilele globale sau pentru literali.

În timpul execuției, variabilele se alocă pe stivă sau în heap. Alocarea pe stivă se realizează automat de compilator pentru variabilele locale unei funcții (mai puțin variabilele locale prefixate de identificatorul static).

Alocarea dinamică se realizează în heap. Alocarea dinamică are loc atunci când nu se știe, în momentul compilării, câtă memorie va fi necesară pentru o variabilă, o structură, un vector. Dacă se știe din momentul compilării cât spațiu va ocupa o variabilă, se recomandă alocarea ei statică, pentru a preveni erorile frecvent apărute în contextul alocării dinamice.

Pentru a fragmenta cât mai puțin spațiul de adrese al procesului, ca urmare a alocărilor și dealocărilor unor zone de dimensiuni variate, alocatorul de memorie va organiza segmentul de date alocate dinamic sub formă de heap, de unde și numele segmentului.

Dealocarea memoriei înseamnă eliberarea zonei de memorie (este marcată ca fiind liberă) alocate dinamic anterior.

Dacă se omite dealocarea unei zone de memorie, aceasta va rămâne alocată pe întreaga durata de rulare a procesului. Ori de câte ori nu mai este nevoie de o zonă de memorie, aceasta trebuie dealocată pentru eficiența utilizării spațiului de memorie.

Nu trebuie neapărat realizată dealocarea diverselor zone înainte de un apel exit sau înainte de încheierea programului pentru că acestea sunt automat eliberate de sistemul de operare.

În Linux, alocarea memoriei pentru procesele utilizator se realizează prin intermediul funcțiilor de bibliotecă malloc, calloc și realloc, iar dealocarea ei prin intermediul funcției free. Aceste funcții reprezintă apeluri de bibliotecă și rezolvă cererile de alocare și dealocare de memorie, pe cât posibil, în user space.

void *malloc(size_t size);
void *calloc(size_t nmemb, size_t size);
void *realloc(void *ptr, size_t size);
void free(void *ptr);

Întotdeauna eliberați (free) memoria alocată. Memoria alocată de proces este eliberată automat la terminarea procesului, însă, de exemplu în cazul unui proces server care rulează foarte mult timp și nu eliberează memoria alocată acesta va ajunge să ocupe toată memoria disponibilă în sistem, având astfel consecințe nefaste.

Atenție! Nu eliberați de două ori aceeași zonă de memorie întrucât acest lucru va avea drept urmare coruperea tabelelor ținute de malloc ceea ce va avea din nou consecințe nefaste. Întrucât funcția free se întoarce imediat dacă primește ca parametru un pointer NULL, este recomandat ca după un apel free, pointer-ul să fie resetat la NULL.

În continuare, sunt prezentate câteva exemple de alocare a memoriei folosind malloc:

int n = atoi(argv[1]);
char *str;
 
/* usually malloc receives the size argument like:
   num_elements * size_of_element */
str = malloc((n + 1) * sizeof(char));
if (NULL == str) {
perror("malloc");
exit(EXIT_FAILURE);
}
 
[...]
 
free(str);
str = NULL;

/* Creating an array of references to the arguments received by a program */
char **argv_no_exec;
 
/* allocate space for the array */
argv_no_exec = malloc((argc - 1) * sizeof(char*));
if (NULL == argv_no_exec) {
perror("malloc");
exit(EXIT_FAILURE);
}
 
/* set references to the program arguments */
for (i = 1; i < argc; i++)
argv_no_exec[i-1] = argv[i];
 
[...]
 
free(argv_no_exec);
argv_no_exec = NULL;

Apelul realloc este folosit pentru modificarea spațiului de memorie alocat cu un apel malloc sau calloc:

int *p;
 
p = malloc(n * sizeof(int));
if (NULL == p) {
perror("malloc");
exit(EXIT_FAILURE);
}
 
[...]
 
p = realloc(p, (n + extra) * sizeof(int));
 
[...]
 
free(p);
p = NULL;

Apelul calloc este folosit pentru alocarea de zone de memorie al căror conținut este nul (plin de valori de zero). Spre deosebire de malloc, apelul va primi două argumente: numărul de elemente și dimensiunea unui element.

list_t *list_v; /* list_t could be any C type ( except void ) */
 
list_v = calloc(n, sizeof(list_t));
if (NULL == list_v) {
perror("calloc");
exit(EXIT_FAILURE);
}
 
[...]
 
free(list_v);
list_v = NULL;

Atenție Conform standardului C, este redundant (și considerat bad practice) să faceți cast la valoarea întoarsă de malloc.

int *p = (int *)malloc(10 * sizeof(int));

malloc întoarce void * care în C este automat convertit la tipul dorit. Mai mult, dacă se face cast, iar headerul stdlib.h necesar pentru funcția malloc nu este inclus, nu se va genera eroare! Pe anumite arhitecturi, acest caz poate conduce la un comportament nedefinit. Spre deosebire de C, în C++ este nevoie de cast. Discutia este elaborata aici .

Mai multe informații despre funcțiile de alocare găsiți în manualul bibliotecii standard C și în pagina de manual man malloc.

Lucrul cu heap-ul este una dintre cauzele principale ale aparițiilor problemelor de programare. Lucrul cu pointerii, necesitatea folosirii unor apeluri de sistem/bibliotecă pentru alocare/dealocare, pot conduce la o serie de probleme care afectează (de multe ori fatal) funcționarea unui program.

Problemele cele mai des întâlnite în lucrul cu memoria sunt:

• accesul nevalid la memorie - ce prespune accesarea unor zone care nu au fost alocate sau au fost eliberate.
• leak-urile de memorie - situațiile în care se pierde referința la o zonă alocată anterior. Acea zonă va rămâne ocupată până la încheierea procesului.

Ambele probleme și utilitarele care pot fi folosite pentru combaterea acestora vor fi prezentate în continuare.

De obicei, accesarea unei zone de memorie nevalide rezultă într-o eroare de pagină (page fault) și terminarea procesului (în Unix înseamnă trimiterea semnalului SIGSEGV → afișarea mesajului 'Segmentation fault'). Totuși, dacă eroarea apare la o adresă nevalidă, dar într-o pagină validă, hardware-ul și sistemul de operare nu vor putea sesiza acțiunea ca fiind nevalidă. Acest lucru este din cauza faptului că alocarea memoriei se face la nivel de pagină. Spre exemplu, pot exista situații în care să fie folosită doar jumătate din pagină. Deși cealaltă jumătate conține adrese nevalide, sistemul de operare nu va putea detecta accesele nevalide la acea zonă.

Asemenea accese pot duce la coruperea heap-ului și la pierderea consistenței memoriei alocate. După cum se va vedea în continuare, există utilitare care ajută la detectarea acestor situații.

Un tip special de acces nevalid este buffer overflow. Acest tip de atac presupune referirea unor regiuni valide din spațiul de adresă al unui proces prin intermediul unei variabile care nu ar trebui să poată referenția aceste adrese. De obicei, un atac de tip buffer overflow rezultă în rularea de cod nesigur. Protejarea împotriva atacurilor de tip buffer overflow se realizează prin verificarea limitelor unui buffer/vector fie la compilare, fie la rulare.

Un leak de memorie apare în două situații:

• un program omite să elibereze o zonă de memorie
• un program pierde referința la o zonă de memorie alocată și, drept consecință, nu o poate elibera

Memory leak-urile au ca efect reducerea cantității de memorie existentă în sistem. Se poate ajunge, în situații extreme, la consumarea întregii memorii a sistemului și la imposibilitatea de funcționare a diverselor aplicații ale acestuia.

Ca și în cazul problemei accesului nevalid la memorie, utilitarul Valgrind este foarte util în detectarea leak-urilor de memorie ale unui program.

Denumirea de “dublă dealocare” oferă o bună intuiție asupra cauzei: eliberarea de două ori a aceluiași spațiu de memorie. Dubla dealocare poate avea efecte negative deoarece afectează structurile interne folosite pentru a gestiona memoria ocupată.

În ultimele versiuni ale bibliotecii standard C, se detectează automat cazurile de dublă dealocare. Fie exemplul de mai jos:

dubla_dealocare.c

#include <stdlib.h>
 
int main(void)
{
char *p;
 
p = malloc(10);
free(p);
free(p);
 
return 0;
}

Rularea executabilului obținut din programul de mai sus duce la afișarea unui mesaj specific al glibc de eliberare dublă a unei regiuni de memorie și terminare a programului:

 so@spook$ make
 cc -Wall -g    dfree.c   -o dfree
 so@spook$ ./dfree 
  *** glibc detected *** ./dfree: double free or corruption (fasttop): 0x0000000000601010 ***
 ======= Backtrace: =========
 /lib/libc.so.6[0x2b675fdd502a]
 /lib/libc.so.6(cfree+0x8c)[0x2b675fdd8bbc]
 ./dfree[0x400510]
 /lib/libc.so.6(__libc_start_main+0xf4)[0x2b675fd7f1c4]
 ./dfree[0x400459]

Situațiile de dublă dealocare sunt, de asemenea, detectate de Valgrind.

Utilitarele prezentate mai sus nu sunt singurele folosite pentru detectarea problemelor apărute in lucrul cu memoria. Alte utilitare sunt:

• dmalloc
• mpatrol
• DUMA
• Electric Fence, prezentat în laboratorul de Memorie virtuală

Mecanismul de memorie virtuală este folosit de către nucleul sistemului de operare pentru a implementa o politică eficientă de gestiune a memoriei. Astfel, cu toate că aplicațiile folosesc în mod curent memoria virtuală, ele nu fac acest lucru în mod explicit. Există însă câteva cazuri în care aplicațiile folosesc memoria virtuală în mod explicit.

Sistemul de operare oferă primitive de mapare a fișierelor, a memoriei sau a dispozitivelor în spațiul de adresă al unui proces.

• Maparea fișierelor în memorie este folosită în unele sisteme de operare pentru a implementa mecanisme de memorie partajată. De asemenea, acest mecanism face posibilă implementarea paginării la cerere și a bibliotecilor partajate.
• Maparea memoriei în spațiul de adresă este folositoare atunci când un proces dorește să aloce o cantitate mare de memorie.
• Maparea dispozitivelor este folositoare atunci când un proces dorește să folosească direct memoria unui dispozitiv (precum placa video).

Dimensiunea spațiului de adresă virtual al unui proces depinde de dimensiunea registrelor procesorului. Astfel, pe un sistem de 32 biți un proces va putea accesa 2^32 = 4GB spațiu de memorie (pe de altă parte, pe un sistem de 64 biți va accesa teoretic 2^64 B). Spațiul de memorie al procesului este împărțit în spațiu rezervat pentru adresele virtuale de kernel - acest spațiu este comun tuturor proceselor - și spațiul virtual (propriu) de adrese al procesului. De cele mai multe ori, împărțirea între cele două este de 3/1 (3GB user space vs 1GB kernel space).

Memoria fizică (RAM) este împărțită între procesele active în momentul respectiv și sistemul de operare. Astfel că, în funcție de câtă memorie avem pe mașina fizică, este posibil să epuizăm toate resursele și să nu mai putem porni un proces nou. Pentru a evita acest scenariu s-a introdus mecanismul de memorie virtuală. În felul acesta, chiar dacă spațiul virtual (compus din segmentul de text, data, heap, stivă) al unui proces este mai mare decât memoria fizică disponibilă pe sistem, procesul va putea rula încărcându-și în memorie doar paginile de care are nevoie în timpul execuției (on demand paging).

Spațiul virtual de adrese este împărțit în pagini virtuale (page). Corespondentul pentru memoria fizică este pagina fizică (frame). Dimensiunea unei pagini virtuale este egală cu cea a unei pagini fizice. Dimensiunea este dată de hardware (în majoritatea cazurilor o pagină are 4KB pe un sistem de 32 biți sau 64 biți).

Atât timp cât un proces în timpul rulării accesează numai pagini rezidente în memorie, se execută ca și când ar avea tot spațiul mapat în memoria fizică. În momentul în care un proces va dori să acceseze o anumită pagină virtuală, care nu este mapată în memorie, se va genera un page fault, iar în urma acestui page fault pagina virtuală va fi mapată la o pagină fizică. Două procese diferite au spațiu virtual diferit, însă anumite pagini virtuale din aceste procese se pot mapa la aceeași pagină fizică. Astfel că, două procese diferite pot partaja o aceeași pagină fizică, dar nu partajează pagini virtuale.

Așa cum am aflat in sectiunea Alocarea memoriei în Linux, malloc alocă memorie pe heap, deci în spațiul virtual al procesului.

Alocarea memoriei virtuale se face la nivel de pagină, astfel că malloc va aloca de fapt cel mai mic număr de pagini virtuale ce cuprinde spațiul de memorie cerut. Fie următorul cod:

char *p = malloc(4150);
DIE(p == NULL, "malloc failed");

Considerând că o pagină virtuală are 4KB = 4096 octeți, atunci apelul malloc va aloca 4096 octeți + 54 octeți = 4KB + 54 octeți, spațiu care nu este cuprins într-o singură pagină virtuală, astfel că se vor aloca 2 pagini virtuale. În momentul alocării cu malloc nu se vor aloca (tot timpul) și pagini fizice; acestea vor fi alocate doar atunci când sunt accesate datele din zona de memorie alocată cu malloc. De exemplu, în momentul accesării unui element din p se va genera un page fault, iar pagina virtuală ce cuprinde acel element va fi mapată la o pagină fizică.

În urma mapării unui fișier în spațiul de adresă al unui proces, accesul la acest fișier se poate face similar cu accesarea datelor dintr-un vector. Eficiența metodei vine din faptul că zona de memorie este gestionată similar cu memoria virtuală, supunându-se regulilor de evacuare pe disc atunci când memoria devine insuficientă (în felul acesta se poate lucra cu mapări care depășesc dimensiunea efectivă a memoriei fizice). Mai mult, partea de I/O este realizată de către kernel, programatorul scriind cod care doar preia/stochează valori din/în regiunea mapată. Astfel nu se mai apelează read, write, lseek - ceea ce adesea simplifică scrierea codului.

Prototipul funcției mmap ce permite maparea unui fișier în spațiul de adresă al unui proces este următorul:

void *mmap(void *start, size_t length, int prot, int flags, int fd, off_t offset);

Funcția va întoarce în caz de eroare MAP_FAILED. Dacă maparea s-a făcut cu succes, va întoarce un pointer spre o zonă de memorie din spațiul de adresă al procesului, zonă în care a fost mapat fișierul descris de descriptorul fd, începând cu offset-ul offset. Folosirea parametrului start permite propunerea unei anumite zone de memorie la care să se facă maparea. Folosirea valorii NULL pentru parametrul start indică lipsa vreunei preferințe în ceea ce privește zona în care se va face alocarea. Adresa precizată prin parametrul start trebuie să fie multiplu de dimensiunea unei pagini. Dacă sistemul de operare nu poate să mapeze fișierul la adresa cerută, atunci îl va mapa la o adresă apropiată și multiplu de dimensiunea unei pagini. Cea mai corespunzatoare adresa este si intoarsa.

Parametrul prot specifică tipul de acces care se dorește:

• PROT_READ (citire)
• PROT_WRITE (scriere)
• PROT_EXEC (execuție)
• PROT_NONE.

Cand zona e folosită altfel decât s-a declarat, este generat un semnal SIGSEGV.

Parametrul flags permite stabilirea tipului de mapare ce se dorește; poate lua următoarele valori (combinate prin SAU pe biți; trebuie să existe cel puțin MAP_PRIVATE sau MAP_SHARED):

• MAP_PRIVATE - Se folosește o politică de tip copy-on-write. Zona va conține inițial o copie a fișierului, dar scrierile nu sunt făcute în fișier. Modificările nu vor fi vizibile în alte procese, dacă există mai multe procese care au făcut mmap pe aceeași zonă din același fișier.
• MAP_SHARED - Scrierile sunt actualizate imediat în toate mapările existente. In acest fel toate procesele care au realizat mapări vor vedea modificările. Lucru datorat faptului că mapările MAP_SHARED se fac peste paginile fizice din page cache, iar apelurile r/w folosesc paginile fizice din page cache pentru a reduce numărul de citiri/scrieri de pe disc. Actualizările pe disc vor avea loc la un moment de timp ulterior, nespecificat.
• MAP_FIXED - Dacă nu se poate face alocarea la adresa specificată de start, apelul va eșua.
• MAP_LOCKED - Se va bloca paginarea pe această zonă, în maniera mlock.
• MAP_ANONYMOUS - Se mapează memorie RAM (argumentele fd și offset sunt ignorate).

Este de remarcat faptul că folosirea MAP_SHARED permite partajarea memoriei între procese care nu sunt înrudite. În acest caz, conținutul fișierului devine conținutul inițial al memoriei partajate și orice modificare făcută de procese în această zonă este copiată apoi în fișier, asigurând persistență prin sistemul de fișiere.

Pentru a declanșa în mod explicit sincronizarea fișierului cu maparea din memorie este disponibilă funcția msync:

int msync(void *start, size_t length, int flags);

unde flags poate fi:

• MS_SYNC - Datele vor fi scrise în fișier și se așteaptă până se termină.
• MS_ASYNC - Este inițiată secvența de salvare, dar nu se așteaptă terminarea ei.
• MS_INVALIDATE - Se invalidează mapările zonei din alte procese, astfel incât procesele își vor face update cu datele noi înscrise.

Apelul msync este util pentru a face scrierea paginilor modificate din page cache pe disc, cu scopul de a evita pierderea modificărilor în cazul unei căderi a sistemului.

În UNIX, tradițional, pentru alocarea memoriei dinamice, se folosește apelul de sistem brk. Acest apel crește sau descrește zona de heap asociată procesului. Odată cu oferirea către aplicații a unor apeluri de sistem de gestiune a memoriei virtuale (mmap), a existat posibilitatea ca procesele să aloce memorie folosind aceste noi apeluri de sistem. Practic, procesele pot mapa memorie în spațiul de adresă, nu fișiere.

Procesele pot cere alocarea unei zone de memorie de la o anumită adresă din spațiul de adresare, chiar și cu o anumită politică de acces (citire, scriere sau execuție). În UNIX, acest lucru se face tot prin intermediul funcției mmap. Pentru acest lucru parametrul flags trebuie să conțină flag-ul MAP_ANONYMOUS.

Există chiar și posibilitatea ca aplicațiile să mapeze în spațiul de adresă al unui proces un dispozitiv de intrare-ieșire. Acest lucru este util, de exemplu, pentru plăcile video: o aplicație poate mapa în spațiul de adresă memoria fizica a plăcii video. În UNIX, dispozitivele fiind reprezentate prin fișiere, pentru a realiza acest lucru nu trebuie decât să deschidem fișierul asociat dispozitivului și să-l folosim într-un apel mmap.

Un alt exemplu de dispozitiv care poate fi mapat este chiar memoria. În Linux se poate folosi fișierul /dev/zero pentru a face mapări de memorie, ca și când s-ar folosi flag-ul MAP_ANONYMOUS.

Dacă se dorește demaparea unei zone din spațiul de adresă al procesului se poate folosi funcția munmap:

 int munmap(void *start, size_t length);

start reprezintă adresa primei pagini ce va fi demapată (trebuie să fie multiplu de dimensiunea unei pagini). Dacă length nu este o dimensiune care reprezintă un număr întreg de pagini, va fi rotunjit superior. Zona poate să conțină bucăți deja demapate. Se pot astfel demapa mai multe zone în același timp.

Pentru a executa operații de redimensionare a zonei mapate se poate utiliza funcția mremap:

void *mremap(void *old_address, size_t old_size, size_t new_size, unsigned long flags);

Zona pe care old_address și old_size o descriu trebuie să aparțină unei singure mapări. O singură opțiune este disponibilă pentru flags: MREMAP_MAYMOVE care arată că este în regulă ca pentru obținerea noii mapări să se realizeze o nouă mapare într-o altă zonă de memorie (vechea zona fiind dealocată).

Uneori este nevoie ca modul (drepturile de acces) în care a fost mapată o zonă să fie schimbat. Pentru acest lucru se poate folosi funcția mprotect:

int mprotect(const void *addr, size_t len, int prot);

Funcția primește ca parametri intervalul de adrese [addr, addr + len - 1] și noile drepturi de access (PROT_READ, PROT_WRITE, PROT_EXEC, PROT_NONE). Ca și la munmap, addr trebuie să fie multiplu de dimensiunea unei pagini. Funcția va schimba protecția pentru toate paginile care conțin cel puțin un octet în intervalul specificat.

int fd = open("fisier", O_RDWR);
void *p = mmap(NULL, 2*getpagesize(), PROT_NONE, MAP_SHARED, fd, 0);
// *(char*)p = 'a'; // segv fault
mprotect(p, 2*getpagesize(), PROT_WRITE);
*(char*)p = 'a';
munmap(p, 2*getpagesize());

Apelul getpagesize va returna dimensiunea unei pagini in bytes.

Intrați în directorul 1-counter și analizati functia inc care întoarce de fiecare dată un întreg reprezentând numărul de apeluri până în momentul respectiv. Compilati programul ruland comanda make si inspectati unde a fost alocata memoria pentru variabila counter.

Folositi urmatoarele comenzi:

make
objdump -t counter | grep var

Intrați în directorul 2-adr_space și deschideți sursa adr_space.c. În alt terminal compilați și rulați programul. Observați zonele de memorie din executabil în care sunt salvate variabilele, folosind comanda:

objdump -t adr_space | grep var

Afișați conținutul zonei .rodata folosind utilitarul readelf

Intrați în directorul 3-alloc și deschideți sursa alloc.c. Pe rand, decomentati cate una din liniile care incep cu TODO x.

objdump -t alloc | grep var

Afișați conținutul zonei .rodata folosind utilitarul readelf.

Intrați în directorul 4-intro și compilați sursa intro.c. Rulați programul intro:

./intro

Într-o altă consolă, folosiți comanda pmap.:

 watch -d pmap $(pidof intro)

pentru a urmări modificările asupra memoriei procesului.

În prima consolă, folosiți ENTER pentru a continua programul. În cea de-a doua consolă urmăriți modificările care apar în urma diferitelor tipuri de mapare din cod.

Analizați mapările făcute de procesul init folosind comanda:

sudo pmap 1

Intrați în directorul 5-malloc și compilați sursa malloc.c. Rulați programul malloc:

./intro

Într-o altă consolă, folosiți comanda pmap.:

 watch -d pmap $(pidof intro)

pentru a urmări modificările asupra memoriei procesului.

În prima consolă, folosiți ENTER pentru a continua programul. În cea de-a doua consolă urmăriți modificările care apar în urma apelului malloc.

Intrați în directorul 6-compare și inspectați sursele write.c și mmap.c, apoi compilați. Obțineți timpul de execuție al celor două programe folosind comanda time:

time ./write; time ./mmap

Observăm că varianta cu mmap este mai rapidă decât varianta cu write. Vom folosi strace pentru a vedea ce apeluri de sistem se realizează pentru rularea fiecărui program:

strace -c ./write
strace -c ./mmap

Din output-ul strace observăm că programul write face foarte multe (100000) de apeluri write și din această cauză este mai lent decât programul mmap.

În continuare vom analiza cele două moduri de mapare a fișierelor: MAP_SHARED și MAP_PRIVATE. Observați că fișierul test_mmap (creat de programul mmap cu MAP_SHARED) conține 100000 de linii:

cat test_mmap | wc -l

În programul mmap.c schimbați flagul de creare al memoriei partajate din MAP_SHARED în MAP_PRIVATE, compilați și rulați din nou:

./mmap
cat test_mmap | wc -l

Intrați în directorul 7-faults și urmăriți conținutul fișierului fork-faults.c.

Vom folosi utilitarul pidstat ( tutorial pidstat) din pachetul sysstat pentru a monitoriza page fault-urile făcute de un proces.

student@spook:~$ wget http://ro.archive.ubuntu.com/ubuntu/pool/main/s/sysstat/sysstat_11.2.0-1_i386.deb
student@spook:~$ sudo dpkg -i sysstat_11.2.0-1_i386.deb 

Rulați programul fork-faults. Într-o altă consolă executați comanda

pidstat -r -T ALL -p $(pidof fork-faults) 5

pentru a urmări page fault-urile. Comanda de mai sus vă afișează câte un mesaj la fiecare 5 secunde; ne interesează valorile minflt-nr.

Pe rând, apăsați tasta ENTER în consola unde ați rulat programul fork-faults și observați output-ul comenzii pidstat. Urmăriți evoluția numărului de page fault-uri pentru cele două procese: părinte și copil. Page fault-urile care apar în cazul unui copy-on-write în procesul copil vor fi vizibile ulterior și în procesul părinte (după ce procesul copil își încheie execuția).