4 Recolección de basura en D
5 ============================================================================
7 D_ propone un nuevo desafío en cuanto al diseño de un recolector de basura,
8 debido a la gran cantidad características que tiene y paradigmas que soporta.
10 D_ ya cuenta con un recolector que hace lo necesario para funcionar de forma
11 aceptable, pero su diseño e implementación son relativamente sencillas
12 comparadas con el :ref:`estado del arte <gc_art>` de la recolección de basura
13 en general. Además la implementación actual presenta una serie de problemas
14 que se evidencia en las quejas que regularmente la comunidad de usuarios de D_
15 menciona en el grupo de noticias.
17 En esta sección se analizarán las necesidades particulares de D_ con respecto
18 a la recolección de basura. También se analiza el diseño e implementación del
19 recolector actual y finalmente se presenta una recompilación de los
20 principales problemas que presenta.
26 Características y necesidades particulares de D_
27 ----------------------------------------------------------------------------
29 En esta sección se hará un recorrido por las características y necesidades
30 particulares que tiene D_ como lenguaje con respecto a la recolección de
35 .. _dgc_prob_low_level:
37 Programación de bajo nivel (*system programming*)
38 ~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~
40 Sin dudas las características de D_ que lo hacen más complejo a la hora de
41 implementar un recolector de basura son sus capacidades de programación de
42 bajo nivel (ver :ref:`d_low_level`).
44 Al proveer acceso a *assembly*, permitir estructuras de tipo *union* y ser
45 compatible con C/C++, el recolector de basura tiene muchas restricciones. Por
46 ejemplo debe tratar de forma conservativa los registros y el *stack*, ya que
47 es la única forma de interactuar de forma segura con C/C++ y *assembly*.
49 Además debe poder interactuar con manejo de memoria explícito, ya sea
50 omitiendo por completo el *heap* del recolector o liberando explícitamente
51 memoria de éste. Esta característica es muy inusual en un recolector,
52 a excepción de recolectores conservativos diseñados para C/C++ que tienen las
53 mismas (o más) limitaciones.
55 El control sobre la alineación de memoria es otra complicación sobre el
56 recolector de basura, incluso aunque éste sea conservativo. Dado que tratar la
57 memoria de forma conservativa byte a byte sería impracticable (tanto por la
58 cantidad de *falsos positivos* que esto provocaría como por el impacto en el
59 rendimiento por el exceso de posibles punteros a revisar, además de lo
60 ineficiente que es operar sobre memoria no alineada), en general el recolector
61 asume que el usuario nunca va a tener la única referencia a un objeto en una
62 estructura no alineada al tamaño de palabra.
66 .. _d_prob_high_level:
68 Programación de alto nivel
69 ~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~
71 Las características de programación de alto nivel también impone dificultades
72 o restricciones al recolector de basura (ver :ref:`d_high_level`). Por ejemplo
73 el soporte de rebanado (*slicing*) de arreglos hace que el recolector deba
74 soportar punteros *interiores* [#dgcinterior]_ (esto también es necesario
75 porque en general en D_ o en cualquier lenguaje de bajo nivel se puede tener
76 un puntero a cualquier parte de una celda).
78 .. [#dgcinterior] Los punteros *interiores* son aquellos que en vez de apuntar
79 al inicio de una celda, apuntan a una dirección arbitraria dentro de ella.
80 Esto no es posible en muchos lenguajes de programación, como por ejemplo
81 Java_, lo que simplifica la recolección de basura.
83 Los arreglos dinámicos y asociativos en particular dependen fuertemente del
84 recolector de basura, en particular cuando se agregan elementos (o se
85 concatenan dos arreglos).
87 Dado que los *strings* son arreglos dinámicos y que el lenguaje provee un buen
88 soporte de arreglos dinámicos y asociativos y *slicing*, es de esperarse que
89 el recolector deba comportarse de forma correcta y eficiente ante las
90 operaciones más típicas de estas estructuras que dependan de él.
97 ~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~
99 Hasta aquí D_ comparte todas las restricciones con respecto a la recolección
100 de basura con los lenguajes de bajo nivel que no tienen ningún soporte para
101 recolectar basura. Sin embargo, a diferencia de éstos, D_ tiene una
102 información de tipos más rica. Al momento de asignar memoria D_ puede proveer
103 cierta información sobre el objeto a asignar (como si puede contener punteros
104 o no) que puede ser utilizada por el recolector para realizar una recolección
105 más precisa (ver :ref:`gc_conserv`).
107 En general esta información no es suficiente como para implementar un
108 recolector completamente preciso (no al menos sin agregar un mejor soporte de
109 reflexión al lenguaje) pero puede ser de ayuda considerable para el
116 Orientación a objetos y finalización
117 ~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~
119 D_ soporta el paradigma de orientación a objetos, donde es común permitir que
120 un objeto, al ser destruido, realice alguna tarea de finalización (a través de
121 una función miembro llamada *destructor*, o ``~this()`` en D_). Esto significa
122 que el recolector, al encontrar que no hay más referencias a un objeto, debe
123 ejecutar el destructor.
125 La especificación dice [DWDE]_:
127 The garbage collector is not guaranteed to run the destructor for all
128 unreferenced objects. Furthermore, the order in which the garbage collector
129 calls destructors for unreference objects is not specified. This means that
130 when the garbage collector calls a destructor for an object of a class that
131 has members that are references to garbage collected objects, those
132 references may no longer be valid. This means that destructors cannot
133 reference sub objects.
135 Afortunadamente el orden de finalización no está definido, ya que esto sería
136 extremadamente difícil de proveer por un recolector (si no imposible). Esto
137 significa que si bien se ejecutan el destructores de los objetos que dejan de
138 ser alcanzables desde el *root set*, no se define en que orden se hace, y por
139 lo tanto un objeto no puede acceder a sus atributos que sean referencias
140 a otros objetos en un destructor.
142 Esta restricción en realidad se ve relaja con el soporte de *RAII*. Si se
143 utiliza la palabra clave ``scope`` al crear una serie de objetos, estos serán
144 destruidos determinísticamente al finalizar el *scope* actual en el orden
145 inverso al que fueron creados y, por lo tanto, un usuario podría hacer uso de
146 los atributos que sean referencias a otros objetos creados con ``scope`` si el
147 orden en que fueron creados (y por lo tanto en que serán destruidos) se lo
150 Sin embargo no hay forma actualmente de saber dentro de un destructor si este
151 fue llamado determinísticamente o no, por lo tanto es virtualmente imposible
152 hacer uso de esta distinción, a menos que una clase sea declarada para ser
153 creada solamente utilizando la palabra reservada ``scope``.
155 Cabe aclarar que estrictamente hablando, según la especificación de D_, el
156 recolector no debe garantizar la finalización de objetos bajo ninguna
157 circunstancia, es decir, el recolector podría no llamar a ningún destructor.
158 Sin embargo esto es probablemente un problema de redacción vaga y dadas las
159 garantías que provee la implementación actual la comunidad de D_ cuenta con
160 ellas porque además son deseables (y sencillas de implementar).
166 Recolector de basura actual de D
167 ----------------------------------------------------------------------------
169 Como paso básico fundamental para poder mejorar el recolector de basura de D_,
170 primero hay que entender la implementación actual, de forma de conocer sus
171 puntos fuertes, problemas y limitaciones, de manera tal de poder analizar
174 Como se mencionó en la sección :ref:`d_lang`, en D_ hay dos bibliotecas base
175 para soportar el lenguaje (*runtimes*): Phobos_ y Tango_. La primera es la
176 biblioteca estándar de D_, la segunda un proyecto más abierto y dinámico que
177 surgió como alternativa a Phobos_ debido a que Phobos_ es muy descuidada y que
178 era muy difícil impulsar cambios en ella. Ahora Phobos_ tiene el agravante de
179 estar *congelada* en su versión 1 (solo se realizan correcciones de errores).
181 Dado que Tango_ está mejor organizada, su desarrollo es más abierto (aceptan
182 cambios y mejoras) y que hay una mayor disponibilidad de programas
183 y bibliotecas escritos para Tango_, en este trabajo se decide tomar esta
184 biblioteca *runtime* como base para el análisis y mejoras propuestas, a pesar
185 de ser Phobos_ la estándar. De todas formas el recolector de basura de Tango_
186 es prácticamente el mismo que el de Phobos_, por lo tanto éste análisis en
187 particular es válido para cualquiera de las dos.
189 El recolector actual es un recolector :ref:`indirecto <gc_direct>`, :ref:`no
190 incremental <gc_inc>` que realiza un :ref:`marcado y barrido <gc_mark_sweep>`
191 relativamente básico. A diferencia del algoritmo clásico presentado éste
192 realiza un marcado no recursivo. La fase de marcado es :ref:`stop-the-world
193 <gc_concurrent` mientras que la fase de barrido corre en paralelo con el
194 *mutator*, excepto el hilo que disparó la recolección que es quien efectúa el
195 barrido (además los hilos que intenten asignar nueva memoria o interactuar con
196 el recolector de cualquier otra forma se bloquean hasta que la fase de barrido
197 concluya). El marcado es casi totalmente :ref:`conservativo <gc_conserv>`; si
198 bien posee alguna información de tipos (distingue entre celdas que pueden
199 tener punteros y celdas que definitivamente no los tienen, pero no dispone de
200 información sobre qué campos de las celdas son punteros y cuales no). Además
201 no tiene soporte alguno de :ref:`recolección particionada <gc_part>`.
203 Si bien el recolector es bastante básico, posee una :ref:`organización de
204 memoria <dgc_org>` relativamente moderna (utiliza una :ref:`lista de libres
205 <gc_free_list>` con un *two level allocator*) y algunas optimizaciones
206 particulares para amortiguar casos patológicos.
211 Organización del *heap*
212 ~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~
214 La memoria del *heap* está organizada en *pools*. Un *pool* es una región de
215 *páginas* contiguas. Una página es, en general, la unidad mínima de memoria que
216 maneja un sistema operativo con soporte de memoria virtual. Cada página dentro
217 de un *pool* sirve a su vez como contenedora de bloques (llamados *bin* en la
218 :ref:`implementación <dgc_impl>`) de tamaño fijo. Todos los bloques
219 pertenecientes a la misma página tienen el mismo tamaño de bloque (ver figura
220 :vref:`fig:dgc-org`). Los tamaños de bloque posibles son potencias de 2 desde
221 16 bytes hasta 4096 (el tamaño típico de una página), es decir: 16, 32, 64,
222 128, 256, 512, 1024, 2048 y 4096 [#dgcpageplus]_. Todos los objetos, arreglos
223 o celdas en general se ubican en estos bloques (en uno del tamaño más pequeño
224 que haya que sea suficientemente grande como para almacenar dicho objeto). En
225 caso de que un objeto sea mayor a una página, se utilizan la menor cantidad de
226 páginas contiguas de un pool que tengan espacio suficiente para almacenar
229 .. [#dgcpageplus] Además existe otro tamaño de bloque especial que se utiliza
230 para indicar la continuación de un objeto grande (que ocupan más de una
235 Organización del *heap* del recolector de basura actual de D
237 Organización del *heap*. En este ejemplo todos los *pools* tienen 2 páginas
238 excepto el *pool* 2 que tiene una sola. El tamaño de bloque que almacena
239 cada página varía entre 64 bytes (página 0 del *pool* 2) hasta 4096 (ambas
240 páginas del *pool* N) que es una página completa.
245 +----------------------------------------------------------------------+
247 +======================================================================+
248 | "Pool 0" "Pool 1" "Pool 2" "Pool 3" ... "Pool N" |
249 | +----------+ +----------+ +----------+ +----------+ +----------+ |
250 | | Página 0 | | Página 0 | | Página 0 | | Página 0 | ... | Página 0 | |
251 | | (8x512) | | (4x1024) | | (64x64) | | (2x2048) | ... | (1x4096) | |
252 | |+--------+| |+--------+| |+--------+| |+--------+| |+--------+| |
253 | || Bloque || || || ||qqqqqqqq|| || || || || |
254 | |+--------+| || Bloque || ||qqqqqqqq|| || || || || |
255 | || Bloque || || || ||qqqqqqqq|| || || || || |
256 | |+--------+| |+--------+| ||qqqqqqqq|| || Bloque || || || |
257 | || Bloque || || || ||qqqqqqqq|| || || || || |
258 | |+--------+| || Bloque || ||qqqqqqqq|| || || || || |
259 | || Bloque || || || ||qqqqqqqq|| || || || || |
260 | |+--------+| |+--------+| ||qqqqqqqq|| |+--------+| || Bloque || |
261 | || Bloque || || || ||qqqqqqqq|| || || || || |
262 | |+--------+| || Bloque || ||qqqqqqqq|| || || || || |
263 | || Bloque || || || ||qqqqqqqq|| || || || || |
264 | |+--------+| |+--------+| ||qqqqqqqq|| || Bloque || || || |
265 | || Bloque || || || ||qqqqqqqq|| || || || || |
266 | |+--------+| || Bloque || ||qqqqqqqq|| || || || || |
267 | || Bloque || || || ||qqqqqqqq|| || || || || |
268 | |+--------+| |+--------+| |+--------+| |+--------+| |+--------+| |
269 | | Página 1 | | Página 1 | +----------+ | Página 1 | ... | Página 1 | |
270 | | (16x256) | | (8x512) | | (32x128) | ... | (1x4096) | |
271 | |+--------+| |+--------+| |+--------+| |+--------+| |
272 | |+--------+| || Bloque || ||nnnnnnnn|| || || |
273 | |+--------+| |+--------+| ||nnnnnnnn|| || || |
274 | |+--------+| || Bloque || ||nnnnnnnn|| || || |
275 | |+--------+| |+--------+| ||nnnnnnnn|| || || |
276 | |+--------+| || Bloque || ||nnnnnnnn|| || || |
277 | |+--------+| |+--------+| ||nnnnnnnn|| || || |
278 | |+--------+| || Bloque || ||nnnnnnnn|| || || |
279 | |+--------+| |+--------+| ||nnnnnnnn|| || Bloque || |
280 | |+--------+| || Bloque || ||nnnnnnnn|| || || |
281 | |+--------+| |+--------+| ||nnnnnnnn|| || || |
282 | |+--------+| || Bloque || ||nnnnnnnn|| || || |
283 | |+--------+| |+--------+| ||nnnnnnnn|| || || |
284 | |+--------+| || Bloque || ||nnnnnnnn|| || || |
285 | |+--------+| |+--------+| ||nnnnnnnn|| || || |
286 | |+--------+| || Bloque || ||nnnnnnnn|| || || |
287 | |+--------+| |+--------+| |+--------+| ... |+--------+| |
288 | +----------+ +----------+ +----------+ +----------+ |
289 +----------------------------------------------------------------------+
291 Cada página de un *pool* puede estar asignada a contener bloques de un tamaño
292 específico o puede estar libre. A su vez, cada bloque puede estar ocupado por
293 una celda o estar libre. Los bloques libres de un tamaño específico (a
294 excepción de aquellos bloques que ocupen una página entera) además forman
295 parte de una :ref:`lista de libres <gc_free_list>` (ver figura
296 :vref:`fig:dgc-free-list`). Esto permite asignar objetos relativamente
297 pequeños de forma bastante eficiente.
299 .. flt:: fig:dgc-free-list
301 Ejemplo de listas de libres
303 .. digraph:: dgc_free_list
309 node [ shape = record, width = 0, height = 0 ];
311 subgraph cluster_heap {
315 free [ label = "Libres|<p16> 16|<p32> 32|<p64> 64|<p128> 128|<p256> 256|<p512> 512|<p1024> 1024|<p2048> 2048" ];
317 free:p16 -> b1 -> b2 -> b3;
318 free:p32 -> b4 -> b5 -> b6 -> b7 -> b8;
321 free:p256 -> b10 -> b11;
323 free:p1024 -> b13 -> b14;
324 free:p2048 -> b15 -> b16 -> b17;
330 Cada *pool* tiene la siguiente información asociada:
333 Cantidad de páginas que tiene. Esta cantidad es fija en toda la vida de un
337 Bloque de memoria contiguo de tamaño ``PAGE_SIZE * number_of_pages``
338 (siendo ``PAGE_SIZE`` el tamaño de página, que normalmente son 4096 bytes).
343 Cada página dentro de un *pool* tiene un único atributo asociado: *block_size*.
344 Se trata del tamaño de los bloques que almacena esta página.
346 Una página siempre almacena bloques del mismo tamaño, que pueden ser 16, 32,
347 64, 128, 256, 512, 1024, 2048 o 4096 (llamado con el nombre especial
348 ``PAGE``). Además hay dos tamaños de bloque simbólicos que tienen un
349 significado especial:
352 Indica que la página está completamente libre y que la página está
353 disponible para albergar cualquier tamaño de bloque que sea necesario (pero
354 una vez que se le asignó un nuevo tamaño de bloque ya no puede ser cambiado
355 hasta que la página vuelva a liberarse por completo).
358 Indica que esta página es la continuación de un objeto grande (es decir,
359 que ocupa una o más páginas). Luego se presentan más detalles sobre objetos
362 Las páginas con esto tamaños de bloque especiales (conceptualmente) no
368 Cada bloque tiene asociados varios atributos:
371 Utilizado en la fase de :ref:`marcado <dgc_algo_mark>`, indica que un nodo
372 ya fue visitado (serían las celdas *negras* en la :ref:`abstracción
373 tricolor <gc_intro_tricolor>`).
376 Utilizado también en la fase de :ref:`marcado <dgc_algo_mark>`, indica que
377 una celda visitada todavía tiene *hijas* sin marcar (serían las celdas
378 *grises* en la :ref:`abstracción tricolor <gc_intro_tricolor>`).
381 Indica que el bloque está libre (no está siendo utilizado por ningún objeto
382 *vivo*). Esto es necesario solo por la forma en la que realiza el
383 :ref:`marcado <dgc_algo_mark>` y :ref:`barrido <dgc_algo_sweep>` en el
384 :ref:`algoritmo actual <dgc_algo>` (las celdas con el atributo este
385 atributo son tomadas como *basura* aunque estén marcadas con *mark*).
388 Indica que el bloque contiene un objeto que tiene un destructor (que debe
389 ser llamado cuando la celda pasa de *viva* a *basura*).
392 Indica que el bloque contiene un objeto que no tiene punteros y por lo
393 tanto no debe ser marcado de forma conservativa (no tiene *hijas*).
398 El recolector de basura actual de D_ trata de forma diferente a los objetos
399 grandes. Todo objeto grande empieza en un bloque con tamaño ``PAGE``
400 y (opcionalmente) continúa en los bloques contiguos subsiguientes que tengan
401 el tamaño de bloque ``CONTINUATION`` (si el objeto ocupa más que una página).
402 El fin de un objeto grande queda marcado por el fin del *pool* o una página
403 con tamaño de bloque distinto a ``CONTINUATION`` (lo que suceda primero).
405 Cuando un objeto grande se convierte en *basura*, todas sus páginas se liberan
406 por completo, siendo marcadas con tamaño ``FREE`` para que puedan ser
407 almacenado en ellas otros objetos grandes o incluso nuevos bloques de un
414 Algoritmos del recolector
415 ~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~
417 A continuación se explica como provee el recolector actual de D_ los servicios
418 básicos que debe proveer cualquier recolector, como se presentó en la sección
419 :ref:`gc_intro_services`.
421 Cabe aclarar que se presenta una versión simplificada del algoritmo, o más
422 precisamente, de la implementación del algoritmo, ya que no se exponen en esta
423 sección muchas optimizaciones que harían muy compleja la tarea de explicar
424 como funciona conceptualmente. En la siguiente sección, :ref:`dgc_impl`, se
425 darán más detalles sobre las optimizaciones importantes y diferencias con el
426 algoritmo aquí presentado, junto con detalles sobre como se implementa la
427 organización del *heap* que se explicó en la sección anterior.
430 .. _dgc_algo_collect:
434 A grandes rasgos el algoritmo de recolección puede resumirse de las dos fases
435 básicas de cualquier algoritmo de :ref:`marcado y barrido <gc_mark_sweep>`::
437 function collect() is
446 Esta fase consiste de varios pasos, que pueden resumirse en el siguiente
449 function mark_phase() is
450 global more_to_scan = false
452 clear_mark_scan_bits()
455 push_registers_into_stack()
456 thread_self.stack.end = get_stack_top()
458 pop_registers_from_stack()
463 La variable **global** ``more_to_scan`` indica al algoritmo iterativo cuando
464 debe finalizar: la función ``mark_range()`` (que veremos más adelante) lo pone
465 en ``true`` cuando una nueva celda debe ser visitada, por lo tanto la
466 iteración se interrumpe cuando no hay más celdas por visitar.
468 Las funciones ``stop_the_world()`` y ``start_the_world()`` pausan y reanudan
469 todos los hilos respectivamente (salvo el actual). Al pausar los hilos además
470 se guardan los registros del procesador en el *stack* y se guarda la posición
471 actual del *stack* para que la fase de marcado pueda recorrerlos::
473 function stop_the_world() is
474 foreach thread in threads
475 if thread is thread_self
478 push_registers_into_stack()
479 thread.stack.end = get_stack_top()
481 function start_the_world() is
482 foreach thread in threads
483 if thread is thread_self
485 pop_registers_from_stack()
488 La función ``clear_mark_scan_bits()`` se encarga de restablecer todos los
489 atributos *mark* y *scan* de cada bloque del *heap*::
491 function clear_mark_scan_bits() is
494 foreach block in page
498 La función ``mark_free_lists()`` por su parte se encarga de activar el bit
499 *mark* de todos los bloques de las listas de libres de manera de que la fase
500 de marcado (que es iterativa y realiza varias pasadas sobre **todo** el
501 *heap*, incluyendo las celdas libres) no visite las celdas libres perdiendo
502 tiempo sin sentido y potencialmente manteniendo *vivas* celdas que en
503 realidad son *basura* (*falsos positivos*)::
505 function mark_free_lists() is
506 foreach free_list in heap
507 foreach block in free_list
511 Notar que los bloques libres quedan entonces marcados aunque sean *basura* por
512 definición. Para evitar que en la etapa de barrido se tomen estos bloques como
513 celdas vivas, a todos los bloques en la lista de libres también se los marca
514 con el bit *free*, así el barrido puede tomar como *basura* estos bloques
515 aunque estén marcados.
517 El *root set* está compuesto por el área de memoria estática (variables
518 globales), los *stacks* de todos los hilos y los registros del procesador.
519 Primero se marca el área de memoria estática de manera :ref:`conservativa
520 <gc_conserv>` (es decir, tomando cada *word* como si fuera un puntero)::
522 function mark_static_data() is
523 mark_range(static_data.begin, static_data.end)
525 Para poder tomar los registros como parte del *root set* primero se apilan
526 en el *stack* a través de la función::
528 function push_registers_into_stack() is
529 foreach register in registers
532 Y luego se descartan (no es necesario ni correcto restablecer los valores ya
533 que podrían tener nuevos valores) al sacarlos de la pila::
535 function pop_registers_from_stack() is
536 foreach register in reverse(registers)
539 Una vez hecho esto, basta marcar (de forma conservativa) los *stacks* de todos
540 los threads para terminar de marcar el *root set*::
542 function mark_stacks() is
543 foreach thread in threads
544 mark_range(thread.stack.begin, thread.stack.end)
546 Dado que D_ soporta manejo de memoria manual al mismo tiempo que memoria
547 automática, es posible que existan celdas de memoria que no estén en el *root
548 set* convencional ni en el *heap* del recolector. Para evitar que se libere
549 alguna celda a la cual todavía existen referencias desde memoria administrada
550 por el usuario, éste debe informarle al recolector sobre la existencia de
551 estas nuevas raíces. Es por esto que para concluir el marcado del *root set*
552 completo se procede a marcar las raíces definidas por el usuario::
554 function mark_user_roots() is
555 foreach root_range in user_roots
556 mark_range(root_range.begin, root_range.end)
558 El algoritmo de marcado no es recursivo sino iterativo por lo tanto al marcar
559 una celda (o bloque) no se siguen sus *hijas*, solo se activa el bit de *scan*
560 (a menos que la celda no contenga punteros, es decir, tenga el bit *noscan*)::
562 function mark_range(begin, end) is
565 [pool, page, block] = find_block(pointer)
566 if block is not null and block.mark is false
568 if block.noscan is false
570 global more_to_scan = true
573 Por lo tanto en este punto, tenemos todas las celdas inmediatamente
574 alcanzables desde el *root set* marcadas y con el bit *scan* activado si la
575 celda puede contener punteros. Por lo tanto solo resta marcar (nuevamente de
576 forma conservativa) iterativamente todo el *heap* hasta que no hayan más
577 celdas para visitar (con el bit *scan* activo)::
579 function mark_heap() is
580 while global more_to_scan
581 global more_to_scan = false
584 if page.block_size <= PAGE // saltea FREE y CONTINUATION
585 foreach block in page
586 if block.scan is true
588 if page.block_size is PAGE // objeto grande
589 begin = cast(byte*) page
590 end = find_big_object_end(pool, page)
591 mark_range(begin, end)
592 else // objeto pequeño
593 mark_range(block.begin, block.end)
595 Aquí puede verse, con un poco de esfuerzo, la utilización de la
596 :ref:`abstracción tricolor <gc_intro_tricolor>`: todas las celdas alcanzables
597 desde el *root set* son pintadas de *gris* (tienen los bits *mark* y *scan*
598 activados), excepto aquellas celdas atómicas (es decir, que se sabe que no
599 tienen punteros) que son marcadas directamente de *negro*. Luego se van
600 obteniendo celdas del conjunto de las *grises*, se las pinta de *negro* (es
601 decir, se desactiva el bit *scan*) y se pintan todas sus *hijas* de *gris* (o
602 *negro* directamente si no tienen punteros). Este procedimiento se repite
603 mientras el conjunto de celdas *grises* no sea vacío (es decir, que
604 ``more_to_scan`` sea ``true``).
606 A continuación se presenta la implementación de las funciones suplementarias
607 utilizadas en la fase de marcado::
609 function find_big_object_end(pool, page) is
610 pool_end = cast(byte*) pool.pages + (PAGE_SIZE * pool.number_of_pages)
612 page = cast(byte*) page + PAGE_SIZE
613 while page.block_size is CONTINUATION and page < pool_end
616 function find_block(pointer) is
619 if page.block_size is PAGE
620 big_object_start = cast(byte*) page
621 big_object_end = find_big_object_end(pool, page)
622 if big_object_start <= pointer < big_object_end
623 return [pool, page, big_object_start]
624 else if page.bloc_size < PAGE
625 foreach block in page
626 block_start = cast(byte*) block
627 block_end = block_start + page.block_size
628 if block_start <= pointer < block_end
629 return [pool, page, block_start]
630 return [null, null, null]
632 Cabe destacar que la función ``find_block()`` devuelve el *pool*, la página
633 y el comienzo del bloque al que apunta el puntero, es decir, soporta punteros
641 Esta fase es considerablemente más sencilla que el marcado; el algoritmo puede
642 dividirse en dos pasos básicos::
644 function sweep_phase() is
648 El barrido se realiza con una pasada por sobre todo el *heap* de la siguiente
654 if page.block_size <= PAGE // saltea FREE y CONTINUATION
655 foreach block in page
656 if block.mark is false
657 if block.final is true
662 if page.block_size is PAGE // objeto grande
663 free_big_object(pool, page)
665 Como se observa, se recorre todo el *heap* en busca de bloques y páginas
666 libres. Los bloques libres son marcados con el atributo ``free`` y las páginas
667 libres son marcadas con el tamaño de bloque simbólico ``FREE``. Para los
668 objetos grandes se marcan todas las páginas que utilizaban como ``FREE``::
670 function free_big_object(pool, page) is
671 pool_end = cast(byte*) pool.pages + (PAGE_SIZE * pool.number_of_pages)
673 page.block_size = FREE
674 page = cast(byte*) page + PAGE_SIZE
675 while page < pool_end and page.block_size is CONTINUATION
677 Además, los bloques que tienen en atributo ``final`` son finalizados llamando
678 a la función ``finalize()``. Esta función es un servicio que provee la
679 biblioteca *runtime* y en última instancia llama al destructor del objeto
680 almacenado en el bloque a liberar.
682 Una vez marcados todos los bloques y páginas como libre, se procede
683 a reconstruir las listas de libres. En el proceso buscan las páginas que
684 tengan todos los bloques libres para marcar la página completa como libre (de
685 manera que pueda utilizarse para albergar otro tamaño de bloque u objetos
686 grandes de ser necesario)::
688 function rebuild_free_lists() is
689 foreach free_list in heap
693 if page.block_size < PAGE // objetos pequeños
694 if is_page_free(page)
695 page.block_size = FREE
697 foreach block in page
698 if block.free is true
699 free_lists[page.block_size].link(block)
701 Esta reorganización de listas libres además mejoran la localidad de
702 referencia y previenen la fragmentación. La localidad de referencia se ve
703 mejorada debido a que asignaciones de memoria próximas en el tiempo serán
704 también próximas en espacio porque pertenecerán a la misma página (al menos si
705 las asignaciones son todas del mismo tamaño). La fragmentación se minimiza por
706 el mismo efecto, primero se asignarán todos los bloques de la misma página.
708 A continuación se presenta la implementación de una de las funciones
709 suplementarias de la fase de barrido::
711 function is_page_free(page) is
712 foreach block in page
713 if block.free is false
717 Las demás funciones suplementarias pertenecen a la manipulación de listas
718 libres que no son más que operaciones sobre una lista simplemente enlazada. En
719 la sección :ref:`dgc_impl` se verá con más detalles como las implementa el
725 Asignación de memoria
726 ^^^^^^^^^^^^^^^^^^^^^
727 La asignación de memoria del recolector es relativamente compleja, excepto
728 cuando se asigna un objeto pequeño y ya existe algún bloque con el tamaño
729 preciso en la lista de libres. Para el resto de los casos la cantidad de
730 trabajo que debe hacer el recolector para asignar la memoria es considerable.
732 El algoritmo de asignación de memoria se puede resumir así::
734 function new(size, attrs) is
735 block_size = find_block_size(size)
737 block = new_small(block_size)
739 block = new_big(size)
746 return cast(void*) block
748 La función ``find_block_size()`` sencillamente busca el tamaño de bloque se
749 mejor se ajuste al tamaño solicitado (es decir, el bloque más pequeño lo
750 suficientemente grande como para poder almacenar el tamaño solicitado). Una
751 vez más el algoritmo distingue objetos grandes de pequeños. Los pequeños se
752 asignan de las siguiente manera::
754 function new_small(block_size) is
755 block = find_block_with_size(block_size)
758 block = find_block_with_size(block_size)
761 block = find_block_with_size(block_size)
764 Se intenta reiteradas veces conseguir un bloque del tamaño correcto libre,
765 realizando diferentes acciones si no se tiene éxito. Primero se intenta hacer
766 una :ref:`recolección <dgc_algo_collect>` y si no se puede encontrar
767 suficiente espacio luego de ella se intenta crear un nuevo *pool* de memoria
768 pidiendo memoria al *low level allocator* (el sistema operativo generalmente).
770 Para intentar buscar un bloque de memoria libre se realiza lo siguiente::
772 function find_block_with_size(block_size) is
773 block = free_lists[block_size].pop_first()
775 assign_page(block_size)
776 block = free_lists[block_size].pop_first()
779 Si no se puede obtener un bloque de la lista de libres correspondiente, se
780 busca asignar una página libre al tamaño de bloque deseado de forma de
781 *alimentar* la lista de libres con dicho tamaño::
783 function assign_page(block_size) is
786 if page.block_size is FREE
787 page.block_size = block_size
788 foreach block in page
789 free_lists[page.block_size].link(block)
791 Cuando todo ello falla, el último recurso consiste en pedir memoria al sistema
792 operativo, creando un nuevo *pool*::
794 function new_pool(number_of_pages = 1) is
795 pool = alloc(pool.sizeof)
798 pool.number_of_pages = number_of_pages
799 pool.pages = alloc(number_of_pages * PAGE_SIZE)
800 if pool.pages is null
805 page.block_size = FREE
808 Se recuerda que la función ``alloc()`` es un :ref:`servicio
809 <gc_intro_services>` provisto por el *low level allocator* y en la
810 implementación actual de D_ en general es el sistema operativo (aunque
811 opcionalmente puede utilizarse la biblioteca estándar de C, que a su vez
812 utiliza el sistema operativo).
814 Cualquier error en estas funciones es propagado y en última instancia, cuando
815 todo falla, la función ``new()`` termina lanzando una excepción indicando que
818 Si el tamaño de bloque necesario para cumplir con la asignación de memoria es
819 de una página, entonces se utiliza otro algoritmo para alocar un objeto
822 function new_big(size) is
823 number_of_pages = ceil(size / PAGE_SIZE)
824 pages = find_pages(number_of_pages)
827 pages = find_pages(number_of_pages)
830 pool = new_pool(number_of_pages)
833 pages = assign_pages(pool, number_of_pages)
834 pages[0].block_size = PAGE
835 foreach page in pages[1..end]
836 page.block_size = CONTINUATION
839 De forma similar a la asignación de objetos pequeños, se intenta encontrar una
840 serie de páginas contiguas, dentro de un mismo *pool*, suficientes para
841 almacenar el tamaño requerido y si esto falla, se realizan diferentes pasos
842 y se vuelve a intentar. Puede observarse que, a diferencia de la asignación de
843 objetos pequeños, si luego de la recolección no se pudo encontrar lugar
844 suficiente, se trata de minimizar el uso de memoria física utilizando la
845 siguiente función, que devuelve al *low level allocator* los *pools*
846 completamente libres::
848 function minimize() is
852 if page.block_size is not FREE
860 Volviendo a la función ``new_big()``, para hallar una serie de páginas
861 contiguas se utiliza el siguiente algoritmo::
863 function find_pages(number_of_pages) is
865 pages = assign_pages(pool, number_of_pages)
870 Como se dijo, las páginas deben estar contenidas en un mismo *pool* (para
871 tener la garantía de que sean contiguas), por lo tanto se busca *pool* por
872 *pool* dicha cantidad de páginas libres consecutivas a través del siguiente
875 function assign_pages(pool, number_of_pages) is
879 if page.block_size is FREE
884 pages_found = pages_found + 1
885 if pages_found is number_of_pages
886 return [first_page .. page]
892 Una vez más, cuando todo ello falla (incluso luego de una recolección), se
893 intenta alocar un nuevo *pool*, esta vez con una cantidad de páginas
894 suficientes como para almacenar el objeto grande y si esto falla el error se
895 propaga hasta la función ``new()`` que lanza una excepción.
900 Liberación de memoria
901 ^^^^^^^^^^^^^^^^^^^^^
902 La liberación de la memoria asignada puede hacerse explícitamente. Esto
903 saltea el mecanismo de recolección, y es utilizado para dar soporte a manejo
904 explícito de memoria asignada en el *heap* del recolector. En general el
905 usuario no debe utilizar liberación explícita, pero puede ser útil en casos
908 function delete(pointer) is
909 [pool, page, block_start] = find_block(pointer)
914 if page.block_size is PAGE // objeto grande
915 free_big_object(pool, page)
916 else // objeto pequeño
917 free_lists[page.block_size].link(block)
919 Como se puede observar, si el objeto es pequeño se enlaza a la lista de libres
920 correspondiente y si es grande se liberan todas las páginas asociadas a éste,
921 de forma similar a la :ref:`fase de barrido <dgc_algo_sweep>`. A diferencia de
922 ésta, no se finaliza el objeto (es decir, no se llama a su destructor).
929 Al finalizar el programa, el recolector es finalizado también y lo que realiza
930 actualmente, además de liberar la memoria propia del recolector, es realizar
931 una recolección. Es decir, si hay objetos que son todavía alcanzables desde el
932 *root set*, esos objetos no son finalizados (y por lo tanto sus destructores
935 Como se ha visto, esto es perfectamente válido ya que D_ no garantiza que los
936 objetos sean finalizados.
942 Detalles de implementación
943 ~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~
945 Hay varias diferencias a nivel de implementación entre lo que se presentó en
946 las secciones anteriores y como está implementado realmente el recolector
947 actual. Con los conceptos e ideas principales del ya explicadas, se procede
948 a ahondar con más detalle en como está construido el recolector y algunas de
949 sus optimizaciones principales.
951 Vale aclarar que el recolector de basura actual está implementado en D_.
954 Estructuras de datos del recolector
955 ^^^^^^^^^^^^^^^^^^^^^^^^^^^^^^^^^^^
956 El recolector está principalmente contenido en la estructura llamada ``Gcx``.
957 Dicha estructura tiene los siguientes atributos (divididos en categorías para
958 facilitar la comprensión):
960 Raíces definidas por el usuario
961 *roots* (*nroots*, *rootdim*)
962 Arreglo variable de punteros simples que son tomados como raíces
963 provistas por el usuario.
965 *ranges* (*nranges*, *rangedim*)
966 Arreglo variable de rangos de memoria que deben ser revisados (de forma
967 conservativa) como raíces provistas por el usuario. Un rango es una
968 estructura con dos punteros: ``pbot`` y ``ptop``. Toda la memoria entre
969 estos dos punteros se toma, palabra por palabra, como una raíz del
972 Estado interno del recolector
974 Variable que indica si en la fase de marcado se encontraron nuevas
975 celdas con punteros que deban ser visitados. Otra forma de verlo es como
976 un indicador de si el conjunto de celdas *grises* está vacío luego de
977 una iteración de marcado (utilizando la :ref:`abstracción tricolor
978 <gc_intro_tricolor>`). Es análoga a la variable ``more_to_scan``
979 presentada en :ref:`dgc_algo_mark`.
982 Indica si el recolector fue inicializado.
985 Puntero a la base del *stack* (asumiendo que el stack crece hacia arriba).
986 Se utiliza para saber por donde comenzar a visitar el *stack* de forma
987 conservativa, tomándolo con una raíz del recolector.
989 *Pools* (*pooltable*, *npools*)
990 Arreglo variable de punteros a estructuras ``Pool`` (ver más adelante).
991 Este arreglo se mantiene siempre ordenado de menor a mayor según la
992 dirección de memoria de la primera página que almacena.
995 Listas de libres. Es un arreglo de estructuras ``List`` utilizadas para
996 guardar la listas de libres de todos los tamaños de bloques posibles (ver
999 Atributos que cambian el comportamiento
1001 Indica que no debe tomarse al *stack* como raíz del recolector. Esto es
1002 muy poco seguro y no debería ser utilizado nunca, salvo casos
1003 extremadamente excepcionales.
1006 Indica si se debe guardar un registro de la actividad del recolector. Es
1007 utilizado principalmente para depuración.
1010 Indica que no se deben realizar recolecciones implícitamente. Si al
1011 tratar de asignar memoria no se puede hallar celdas libres en el *heap*
1012 del recolector, se pide más memoria al sistema operativo sin correr una
1013 recolección para intentar recuperar espacio. Esto es particularmente
1014 útil para secciones de un programa donde el rendimiento es crítico y no
1015 se pueden tolerar grandes pausas como las que puede provocar el
1019 *p_cache*, *size_cache*
1020 Obtener el tamaño de un bloque dado un puntero es una tarea costosa
1021 y común. Para evitarla en casos donde se calcula de forma sucesiva el
1022 tamaño del mismo bloque (como puede ocurrir al concatenar arreglos
1023 dinámicos) se guarda el último calculado en estas variables a modo de
1026 *minAddr*, *maxAddr*
1027 Punteros al principio y fin del *heap*. Pueden haber *huecos* entre
1028 estos dos punteros que no pertenezcan al *heap* pero siempre se cumple
1029 que si un puntero apunta al *heap* debe estar en este rango. Esto es
1030 útil para hacer un cálculo rápido para descartar punteros que fueron
1031 tomados de forma conservativa y en realidad no apuntan al *heap* (ver la
1032 función ``find_block()`` en :ref:`dgc_algo_mark`).
1037 La primera diferencia es como está organizado el *heap*. Si bien la
1038 explicación presentada en la sección :ref:`dgc_org` es correcta, la forma en
1039 la que está implementado no es tan *naïve* como los algoritmos presentados en
1040 :ref:`dgc_algo` sugieren.
1042 El recolector guarda un arreglo variable de estructuras ``Pool``. Cabe
1043 destacar que para implementar el recolector no se pueden utilizar los arreglos
1044 dinámicos de D_ (ver sección :ref:`d_high_level`) dado que éstos utilizan de
1045 forma implícita el recolector de basura, por lo tanto todos los arreglos
1046 variables del recolector se implementan utilizando las funciones de
1047 C ``malloc()``, ``realloc()`` y ``free()`` directamente.
1050 La estructura ``Pool`` está compuesta por los siguientes atributos (ver figura
1051 :vref:`fig:dgc-pool`):
1053 .. flt:: fig:dgc-pool
1055 Vista gráfica de la estructura de un *pool* de memoria
1060 /--- "baseAddr" "ncommitted = i" "topAddr" ---\
1063 +---- "committed" -----+------- "no committed" ----------+
1066 +--------+--------+-----+--------+-----+-------------------+
1067 páginas | 0 | 0 | ... | i | ... | "npages - 1" |
1068 +--------+--------+-----+--------+-----+-------------------+
1071 +--------+--------+-----+--------+-----+-------------------+
1072 pagetable | Bins 0 | Bins 1 | ... | Bins i | ... | "Bins (npages-1)" |
1073 +--------+--------+-----+--------+-----+-------------------+
1075 *baseAddr* y *topAddr*
1076 Punteros al comienzo y fin de la memoria que almacena todas las páginas del
1077 *pool* (*baseAddr* es análogo al atributo *pages* utilizado en las
1078 secciones anteriores para mayor claridad).
1080 *mark*, *scan*, *freebits*, *finals*, *noscan*
1081 Conjunto de bits (*bitsets*) para almacenar los indicadores descriptos en
1082 :ref:`dgc_org` para todos los bloques de todas las páginas del *pool*.
1083 *freebits* es análogo a *free* y *finals* a *final* en los atributos
1084 descriptos en las secciones anteriores.
1087 Cantidad de páginas que contiene este *pool* (fue nombrado
1088 *number_of_pages* en las secciones anteriores para mayor claridad).
1091 Cantidad de páginas *encomendadas* al sistema operativo (*committed* en
1092 inglés). Este atributo no se mencionó anteriormente porque el manejo de
1093 páginas encomendadas le agrega una complejidad bastante notable al
1094 recolector y es solo una optimización para un sistema operativo en
1095 particular (Microsoft Windows).
1098 Arreglo de indicadores de tamaño de bloque de cada página de este *pool*.
1099 Los indicadores válidos son ``B_16`` a ``B_2048`` (pasando por los valores
1100 posibles de bloque mencionados anteriormente, todos con el prefijo
1101 "``B_``"), ``B_PAGE``, ``B_PAGEPLUS`` (análogo a ``CONTINUATION``),
1102 ``B_UNCOMMITTED`` (valor que tienen las páginas que no fueron encomendadas
1105 Como se observa, además de la información particular del *pool* se almacena
1106 toda la información de páginas y bloques enteramente en el *pool* también.
1107 Esto simplifica el manejo de que lo es memoria *pura* del *heap*, ya que queda
1108 una gran porción continua de memoria sin estar intercalada con
1109 meta-información del recolector.
1111 Para poder acceder a los bits de un bloque en particular, se utiliza la
1112 siguiente cuenta para calcular el índice en el *bitset*:
1116 index(p) = \frac{p - baseAddr}{16}
1118 Donde ``p`` es la dirección de memoria del bloque. Esto significa que, sin
1119 importar cual es el tamaño de bloque de las páginas del *pool*, el *pool*
1120 siempre reserva suficientes bits como para que todas las páginas puedan tener
1121 tamaño de bloque de 16 bytes. Esto puede ser desperdiciar bastante espacio si
1122 no predomina un tamaño de bloque pequeño.
1127 Las listas de libres se almacenan en el recolector como un arreglo de
1128 estructuras ``Lista``, que se compone solamente de un atributo ``List* next``
1129 (es decir, un puntero al siguiente). Entonces cada elemento de ese arreglo es
1130 un puntero al primer elemento de la lista en particular.
1132 La implementación utiliza a los bloques de memoria como nodos directamente.
1133 Como los bloques siempre pueden almacenar una palabra (el bloque de menor
1134 tamaño es de 16 bytes y una palabra ocupa comúnmente entre 4 y 8 bytes según
1135 se trabaje sobre arquitecturas de 32 o 64 bits respectivamente), se almacena
1136 el puntero al siguiente en la primera palabra del bloque.
1141 Los algoritmos en la implementación real son considerablemente menos modulares
1142 que los presentados en la sección :ref:`dgc_algo`. Por ejemplo, la función
1143 ``collect()`` es una gran función de 300 líneas de código.
1145 A continuación se resumen las funciones principales, separadas en categorías
1146 para facilitar la comprensión. Los siguientes son métodos de la estructura
1149 Inicialización y terminación
1151 Inicializa las estructuras internas del recolector para que pueda ser
1152 utilizado. Esta función la llama la biblioteca *runtime* antes de que el
1153 programa comience a correr.
1156 Libera todas las estructuras que utiliza el recolector.
1158 Manipulación de raíces definidas por el usuario
1159 *addRoot(p)*, *removeRoot(p)*, *rootIter(dg)*
1160 Agrega, remueve e itera sobre las raíces simples definidas por el
1163 *addRange(pbot, ptop)*, *remove range(pbot)*, *rangeIter(dg)*
1164 Agrega, remueve e itera sobre los rangos de raíces definidas por el
1167 Manipulación de indicadores
1168 *getBits(pool, biti)*
1169 Obtiene los indicadores especificados para el bloque de índice ``biti``
1170 en el *pool* ``pool``.
1172 *setBits(pool, biti, mask)*
1173 Establece los indicadores especificados en ``mask`` para el bloque de
1174 índice ``biti`` en el *pool* ``pool``.
1176 *clrBits(pool, biti, mask)*
1177 Limpia los indicadores especificados en ``mask`` para el bloque de
1178 índice ``biti`` en el *pool* ``pool``.
1180 Cada bloque (*bin* en la terminología de la implementación del recolector)
1181 tiene ciertos indicadores asociados. Algunos de ellos pueden ser
1182 manipulados (indirectamente) por el usuario utilizando las funciones
1185 El parámetro ``mask`` debe ser una máscara de bits que puede estar
1186 compuesta por la conjunción de los siguientes valores:
1189 El objeto almacenado en el bloque tiene un destructor (indicador
1193 El objeto almacenado en el bloque no contiene punteros (indicador
1197 El objeto almacenado en el bloque no debe ser movido [#dgcmove]_.
1199 .. [#dgcmove] Si bien el recolector actual no tiene la capacidad de mover
1200 objetos, la interfaz del recolector hacer que sea posible una
1201 implementación que lo haga, ya que a través de este indicador se pueden
1202 fijar objetos apuntados desde algún segmento no conservativo (objeto
1207 Busca el *pool* al que pertenece el objeto apuntado por ``p``.
1210 Busca la dirección base (el inicio) del bloque apuntado por ``p``
1211 (``find_block()`` según la sección :ref:`dgc_algo_mark`).
1214 Busca el tamaño del bloque apuntado por ``p``.
1217 Obtiene información sobre el bloque apuntado por ``p``. Dicha
1218 información se retorna en una estructura ``BlkInfo`` que contiene los
1219 siguientes atributos: ``base`` (dirección del inicio del bloque),
1220 ``size`` (tamaño del bloque) y ``attr`` (atributos o indicadores del
1221 bloque, los que se pueden obtener con ``getBits()``).
1224 Calcula el tamaño de bloque más pequeño que pueda contener un objeto de
1225 tamaño ``size`` (``find_block_size()`` según lo visto en
1226 :ref:`dgc_algo_alloc`).
1228 Asignación de memoria
1230 Reserva un nuevo *pool* de al menos ``size`` bytes. El algoritmo nunca
1231 crea un *pool* con menos de 256 páginas (es decir, 1 MiB).
1234 Minimiza el uso de la memoria retornando *pools* sin páginas usadas al
1238 Reserva un nuevo *pool* con al menos ``n`` páginas. Junto con
1239 ``Pool.initialize()`` es análoga a ``new_pool()``, solo que esta función
1240 siempre incrementa el número de páginas a, al menos, 256 páginas (es
1241 decir, los *pools* son siempre mayores a 1 MiB). Si la cantidad de
1242 páginas pedidas supera 256, se incrementa el número de páginas en un 50%
1243 como para que sirva para futuras asignaciones también. Además a medida
1244 que la cantidad de *pools* crece, también trata de obtener cada vez más
1245 memoria. Si ya había un *pool*, el 2do tendrá como mínimo 2 MiB, el 3ro
1246 3 MiB y así sucesivamente hasta 8 MiB. A partir de ahí siempre crea
1247 *pools* de 8 MiB o la cantidad pedida, si ésta es mayor.
1249 *Pool.initialize(n_pages)*
1250 Inicializa un nuevo *pool* de memoria. Junto con ``newPool()`` es
1251 análoga a ``new_pool()``. Mientras ``newPool()`` es la encargada de
1252 calcular la cantidad de páginas y crear el objeto *pool*, esta función
1253 es la que pide la memoria al sistema operativo. Además inicializa los
1254 conjuntos de bits: ``mark``, ``scan``, ``freebits``, ``noscan``.
1255 ``finals`` se inicializa de forma perezosa, cuando se intenta asignar el
1256 atributo ``FINALIZE`` a un bloque, se inicializa el conjunto de bits
1257 ``finals`` de todo el *pool*.
1260 Asigna a una página libre el tamaño de bloque ``bin`` y enlaza los
1261 nuevos bloques libres a la lista de libres correspondiente (análogo
1262 a ``assign_page()``).
1265 Busca ``n`` cantidad de páginas consecutivas libres (análoga
1266 a ``find_pages(n)``).
1268 *malloc(size, bits)*
1269 Asigna memoria para un objeto de tamaño ``size`` bytes. Análoga al
1270 algoritmo ``new(size, attr)`` presentado, excepto que introduce además
1271 un caché para no recalcular el tamaño de bloque necesario si se realizan
1272 múltiples asignaciones consecutivas de objetos del mismo tamaño y que la
1273 asignación de objetos pequeños no está separada en una función aparte.
1276 Asigna un objeto grande (análogo a ``new_big()``). La implementación es
1277 mucho más compleja que la presentada en ``new_big()``, pero la semántica
1278 es la misma. La única diferencia es que esta función aprovecha que
1279 ``fullcollectshell()`` / ``fullcollect()`` retornan la cantidad de
1280 páginas liberadas en la recolección por lo que puede optimizar levemente
1281 el caso en que no se liberaron suficientes páginas para asignar el
1282 objeto grande y pasar directamente a crear un nuevo *pool*.
1285 Libera la memoria apuntada por ``p`` (análoga a ``delete()`` de la
1288 Recordar que la ``pooltable`` siempre se mantiene ordenada según la
1289 dirección de la primera página.
1293 Marca un rango de memoria. Este método es análogo al ``mark_range()``
1294 presentado en la sección :ref:`dgc_algo_mark`.
1296 *fullcollectshell()*
1297 Guarda los registros en el *stack* y llama a ``fullcollect()``. El
1298 algoritmo presentado en :ref:`dgc_algo_mark` es simbólico, ya que si los
1299 registros se apilaran en el *stack* dentro de otra función, al salir de
1300 esta se volverían a des-apilar, por lo tanto debe ser hecho en la misma
1301 función ``collect()`` o en una función que luego la llame (como en este
1304 *fullcollect(stackTop)*
1305 Realiza la recolección de basura. Es análoga a ``collect()`` pero es
1306 considerablemente menos modular, todos los pasos se hacen directamente
1307 en esta función: marcado del *root set*, marcado iterativo del *heap*,
1308 barrido y reconstrucción de la lista de libres. Además devuelve la
1309 cantidad de páginas que se liberaron en la recolección, lo que permite
1310 optimizar levemente la función ``bigAlloc()``.
1315 El recolector actual, por omisión, solamente efectúa una recolección al
1316 finalizar. Por lo tanto, no se ejecutan los destructores de todos aquellos
1317 objetos que son alcanzables desde el *root set* en ese momento. Existe la
1318 opción de no realizar una recolección al finalizar el recolector, pero no de
1319 finalizar *todos* los objetos (alcanzables o no desde el *root set*). Si bien
1320 la especificación de D_ permite este comportamiento (de hecho la
1321 especificación de D_ es tan vaga que permite un recolector que no llame jamás
1322 a ningún destructor), para el usuario puede ser una garantía muy débil
1323 y proveer finalización asegurada puede ser muy deseable.
1328 Memoria *encomendada*
1329 ^^^^^^^^^^^^^^^^^^^^^
1330 El algoritmo actual divide un *pool* en dos áreas: memoria *encomendada*
1331 (*committed* en inglés) y *no-encomendada*. Esto se debe a que originalmente
1332 el compilador de D_ DMD_ solo funcionaba en Microsoft Windows y este sistema
1333 operativo puede asignar memoria en dos niveles. Por un lado puede asignar al
1334 proceso un espacio de memoria (*address space*) pero sin asignarle la memoria
1335 correspondiente. En un paso posterior se puede *encomendar* la memoria (es
1336 decir, asignar realmente la memoria).
1338 Para aprovechar esta característica el recolector diferencia estos dos
1339 niveles. Sin embargo, esta diferenciación introduce una gran complejidad (que
1340 se omitió en las secciones anteriores para facilitar la comprensión),
1341 y convierte lo que es una ventaja en un sistema operativo en una desventaja
1342 para todos los demás (ya que los cálculos extra se realizan pero sin ningún
1343 sentido). De hecho hay sistemas operativos, como Linux_, que realizan este
1344 trabajo automáticamente (la memoria no es asignada realmente al programa hasta
1345 que el programa no haga uso de ella; esta capacidad se denomina *overcommit*).
1347 Como se vio en la figura :vref:`fig:dgc-pool`, lás páginas de un *pool* se
1348 dividen en *committed* y *uncommitted*. Siempre que el recolector recorre un
1349 *pool* en busca de una página o bloque, lo hace hasta la memoria *committed*,
1350 porque la *uncommitted* es como si jamás se hubiera pedido al sistema
1351 operativo a efectos prácticos. Además, al buscar páginas libres, si no se
1352 encuentran entre las *encomendadas* se intenta primero *encomendar* páginas
1353 nuevas antes de crear un nuevo *pool*.
1358 Si bien el recolector no es paralelo ni concurrente (ver :ref:`gc_art`),
1359 soporta múltiples *mutator*\ s. La forma de implementarlo es la más simple.
1360 Todas las operaciones sobre el recolector que se llaman externamente están
1361 sincronizadas utilizando un *lock* global (excepto cuando hay un solo hilo
1362 *mutator*, en cuyo caso se omite la sincronización). Esto afecta también a la
1363 asignación de memoria.
1369 Características destacadas
1370 ~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~
1372 Si bien el recolector en términos generales no se aleja mucho de un
1373 :ref:`marcado y barrido clásico <gc_mark_sweep>`, tiene algunas mejoras por
1374 sobre el algoritmo más básicos que vale la pena destacar:
1377 Organización del *heap*
1378 ^^^^^^^^^^^^^^^^^^^^^^^
1379 El *heap* está organizado de una forma que, si bien no emplea las técnicas más
1380 modernas que pueden observarse en el estado del arte (como :ref:`regiones
1381 <gc_free_list>`), es relativamente sofisticada. El esquema de *pools*
1382 y bloques permite disminuir considerablemente los problemas de *fragmentación*
1383 de memoria y evita búsquedas de *huecos* que pueden ser costosas (como
1384 *best-fit* [#dgcbestfit]_) o desperdiciar mucho espacio (como *first-fit*
1385 [#dgcfirstfit]_), logrando un buen equilibrio entre velocidad y espacio
1388 .. [#dgcbestfit] Las búsquedas de tipo *best-fit* son aquellas donde se busca
1389 el *hueco* en el *heap* (es decir, una región contínua de memoria
1390 libre) que mejor se ajuste al tamaño del objeto a asignar. Es decir, el
1391 *hueco* más pequeño lo suficientemente grande como para almacenarlo.
1393 .. [#dgcfirstfit] Las búsquedas de tipo *first-fit* son aquellas donde se busca
1394 el primer *hueco* en el *heap* (es decir, una región contínua de memoria
1395 libre) que sea lo suficientemente grande como para almacenar el objeto
1399 Fase de marcado iterativa
1400 ^^^^^^^^^^^^^^^^^^^^^^^^^
1401 A diferencia del algoritmo clásico recursivo, el algoritmo del recolector
1402 actual es iterativo. El algoritmo recursivo tiene un problema fundamental: se
1403 puede llegar a un desbordamiento de pila (o *stack overflow*). La cantidad de
1404 recursiones necesarias es, en el peor caso, :math:`O(|Live \thickspace set|)`
1405 (por ejemplo, si todas las celdas del *heap* formaran una lista simplemente
1406 enlazada). Hay muchas técnicas para lidiar con este problema, algunas que
1407 podrían aplicarse a D_ y otras que no (como *pointer reversal*) [JOLI96]_. El
1408 recolector actual, sin embargo, cambia complejidad en espacio por complejidad
1409 en tiempo, utilizando un algoritmo iterativo que es constante (:math:`O(1)`)
1410 en espacio, pero que requiere varias pasada sobre el *heap* en vez de una (la
1411 cantidad de pasadas es en el peor caso, al igual que la cantidad de
1412 recursiones del algoritmo recursivo, :math:`O(|Live \thickspace set|)`, pero
1413 cada pasada se realiza por sobre todo el *heap*).
1416 Conjuntos de bits para indicadores
1417 ^^^^^^^^^^^^^^^^^^^^^^^^^^^^^^^^^^
1418 El algoritmo clásico propone almacenar en la propia celda la marca (para la
1419 fase de marcado) y otros indicadores. El algoritmo del recolector actual
1420 utiliza conjuntos de bits. Esto trae dos ventajas principales:
1422 * Permite minimizar el espacio requerido, ya que de otra forma en general se
1423 desperdicia una palabra entera como cabecera de celda para guardar este tipo
1426 * Mejora la localidad de referencia, ya que los indicadores se escriben de
1427 forma muy compacta y en una región de memoria contigua que generalmente
1428 puede entrar en el cache o en pocas páginas de memoria acelerando
1429 considerablemente la fase de marcado.
1434 Herramientas para depuración
1435 ^^^^^^^^^^^^^^^^^^^^^^^^^^^^
1437 El recolector provee algunas opciones para simplificar el diagnóstico
1438 y depuración de problemas, tanto del mismo recolector como del programa del
1441 Las opciones más importantes son:
1445 Su función es escribir un patrón determinado de bits en todos los bytes de
1446 un bloque de memoria según se haya:
1448 * Pedido un bloque menor a una página (``0xF0``).
1449 * Pedido un bloque mayor a una página (``0xF1``).
1450 * Dejado de usar debido a un pedido de achicamiento de un bloque
1452 * Pedido más páginas debido a un pedido de agrandamiento de un bloque
1454 * Liberado intencionalmente por el usuario (``0xF2``).
1455 * Barrido (``0xF3``).
1457 Esto permite al diagnosticar un problema saber, por ejemplo, si un
1458 determinado área de memoria fue recolectada recientemente, o liberada por
1459 el usuario, o recién adquirida, etc. con tan solo ver si un patrón de bits
1460 determinado está presente. Por supuesto puede existir *falsos positivos*
1461 pero su probabilidad es lo suficientemente baja como para que sea útil en
1465 Su función detectar errores producidos por escribir más allá (o antes) del
1466 área de memoria solicitada y está implementado reservando un poco más de
1467 memoria de la que pide el usuario, devolviendo un puntero a un bloque
1468 ubicado dentro del bloque real reservado (en vez de al inicio) y finalmente
1469 escribiendo un patrón de bits en los extremos del borde real (ver figura
1470 :vref:`fig:sentinel`), de forma de poder verificar en distintas situación
1471 (por ejemplo al barrer el bloque) que esas áreas de más con los patrones de
1472 bits estén intactas. Esto permite detectar de forma temprana errores tanto
1473 en el recolector como en el programa del usuario.
1475 .. flt:: fig:sentinel
1477 Esquema de un bloque cuando está activada la opción ``SENTINEL``
1483 +-- Palabra ---+-- Palabra ---+-- Tamaño bloque de usuario --+- Byte -+
1486 +--------------+--------------+------------------------------+--------+
1487 | "Tamaño del" | Pre | | Post |
1488 | "bloque de" | | Bloque de usuario | |
1489 | "usuario" | 0xF4F4F4F4 | | 0xF5 |
1490 +--------------+--------------+------------------------------+--------+
1493 Puntero devuleto ---/
1495 Ambas opciones son seleccionables sólo en tiempo de compilación del
1496 recolector, por lo que su utilidad real, al menos para el usuario, se ve
1497 severamente reducida.
1502 Problemas y limitaciones
1503 ~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~
1505 A continuación se presentan los principales problemas encontrados en la
1506 implementación actual del recolector de basura de D_. Estos problemas surgen
1507 principalmente de la observación del código y de aproximadamente tres años de
1508 participación y observación del grupo de noticias, de donde se obtuvieron los
1509 principales problemas percibidos por la comunidad que utiliza el lenguaje.
1514 Complejidad del código y documentación
1515 ^^^^^^^^^^^^^^^^^^^^^^^^^^^^^^^^^^^^^^
1516 El análisis del código fue muy complicado debido a la falta de documentación
1517 y desorganización del código. Además se nota que el recolector ha sido escrito
1518 en una fase muy temprana y que a ido evolucionando a partir de ello de forma
1519 descuidada y sin ser rescrito nunca para aprovechar las nuevas características
1520 que el lenguaje fue incorporando (por ejemplo *templates*).
1522 Estos dos problemas (código complicado y falta de documentación) producen un
1523 efecto de círculo vicioso, porque provocan que sea complejo entender el
1524 recolector actual y en consecuencia sea muy complicado escribir documentación
1525 o mejorarlo. Esto a su vez provoca que, al no disponer de una implementación
1526 de referencia sencilla, sea muy difícil implementar un recolector nuevo.
1530 Este es, probablemente, la raíz de todos los demás problemas del recolector
1531 actual. Para ilustrar la dimensión del problema se presenta la implementación
1532 real de la función ``bigAlloc()``::
1535 * Allocate a chunk of memory that is larger than a page.
1536 * Return null if out of memory.
1538 void *bigAlloc(size_t size)
1548 npages = (size + PAGESIZE - 1) / PAGESIZE;
1552 // This code could use some refinement when repeatedly
1553 // allocating very large arrays.
1555 for (n = 0; n < npools; n++)
1557 pool = pooltable[n];
1558 pn = pool.allocPages(npages);
1572 freedpages = fullcollectshell();
1573 if (freedpages >= npools * ((POOLSIZE / PAGESIZE) / 4))
1577 // Release empty pools to prevent bloat
1579 // Allocate new pool
1580 pool = newPool(npages);
1585 pn = pool.allocPages(npages);
1586 assert(pn != OPFAIL);
1589 // Release empty pools to prevent bloat
1591 // Allocate new pool
1592 pool = newPool(npages);
1595 pn = pool.allocPages(npages);
1596 assert(pn != OPFAIL);
1606 pool.pagetable[pn] = B_PAGE;
1608 cstring.memset(&pool.pagetable[pn + 1], B_PAGEPLUS, npages - 1);
1609 p = pool.baseAddr + pn * PAGESIZE;
1610 cstring.memset(cast(char *)p + size, 0, npages * PAGESIZE - size);
1611 debug (MEMSTOMP) cstring.memset(p, 0xF1, size);
1612 //debug(PRINTF) printf("\tp = %x\n", p);
1616 return null; // let mallocNoSync handle the error
1619 Se recuerda que la semántica de dicha función es la misma que la de la función
1620 ``new_big()`` presentada en :ref:`dgc_algo_alloc`.
1622 Además, como se comentó en la sección anterior, los algoritmos en la
1623 implementación real son considerablemente menos modulares que los presentados
1624 en la sección :ref:`dgc_algo`. Por ejemplo, la función ``fullcollect()`` son
1625 300 líneas de código.
1628 Memoria *encomendada*
1629 ^^^^^^^^^^^^^^^^^^^^^
1630 Como se comentó en la sección anterior, diferenciar entre memoria
1631 *encomendada* de memoria *no-encomendada* es complejo y levemente costoso (en
1632 particular para sistemas operativos que no hacen esta distinción, al menos
1633 explícitamente, donde no hay ningún beneficio en realizar esta distinción).
1635 Incluso para Microsoft Windows, la ventaja de realizar esta distinción es
1641 Este fue históricamente uno de los problemas principales del recolector de D_
1642 [NGD46407]_ [NGD35364]_. Sin embargo, desde que, en la versión 1.001, se ha
1643 incorporado la capacidad de marcar un bloque como de datos puros (no contiene
1644 punteros, el atributo ``NO_SCAN``) [NGA6842]_, la gravedad de esos problemas ha
1645 disminuido considerablemente, aunque siguieron reportándose problemas más
1646 esporádicamente [NGD54084]_ [NGL13744]_.
1648 De todas maneras queda mucho lugar para mejoras, y es un tema recurrente en el
1649 grupo de noticias de D_ y se han discutido formas de poder hacer que, al menos
1650 el *heap* sea preciso [NGD44607]_ [NGD29291]_. Además se mostró un interés
1651 general por tener un recolector más preciso [NGD87831]_, pero no han habido
1652 avances al respecto.
1654 Otra forma de minimizar los efectos de la falta de precisión que se ha
1655 sugerido reiteradamente en el grupo es teniendo la
1656 posibilidad de indicar cuando no pueden haber punteros interiores a un bloque
1657 [NGD89394]_ [NGD71869]_. Esto puede ser de gran utilidad para objetos grandes
1658 y en particular para mejorar la implementación de de arreglos asociativos.
1663 El recolector actual no dispone de soporte de *referencias débiles*
1664 [#dgcweakref]_, sin embargo hay una demanda apreciable [NGD86840]_ [NGD13301]_
1665 [NGL8264]_ [NGD69761]_ [NGD74624]_ [NGD88065]_.
1667 .. [#dgcweakref] Una referencia débil (o *weak reference* en inglés) es
1668 aquella que que no protege al objeto referenciado de ser reciclado por el
1671 Para cubrir esta demanda, se han implementado soluciones como biblioteca para
1672 suplir la inexistencia de una implementación oficial [NGA9103]_.
1674 Sin embargo éstas son en general poco robustas, extremadamente dependientes
1675 de la implementación del recolector y, en general, presentan problemas muy
1676 sutiles [NGD88065]_. Por esta razón se ha discutido la posibilidad de incluir
1677 la implementación de *referencias débiles* como parte del lenguaje
1683 El soporte actual de concurrencia, en todos sus aspectos, es muy primitivo. El
1684 recolector apenas soporta múltiples *mutators* pero con un nivel de
1685 sincronización excesivo.
1687 Se ha sugerido en el pasado el uso de *pools* y listas de libres específicos
1688 de hilos, de manera de disminuir la contención, al menos para la asignación de
1689 memoria [NGD75952]_ [NGD87831]_.
1691 Además se ha mostrado un interés por tener un nivel de concurrencia aún mayor
1692 en el recolector, para aumentar la concurrencia en ambientes *multi-core* en
1693 general pero en particular para evitar grandes pausas en programas con
1694 requerimientos de tiempo real, históricamente una de las principales críticas
1695 al lenguaje [NGD87831]_ [NGL3937]_ [NGD22968]_ [NGA15246]_ [NGD5622]_
1696 [NGD2547]_ [NGD18354]_.
1701 El recolector actual no garantiza la finalización de objetos. En particular
1702 los objetos no son finalizados (es decir, no se llama a sus destructores) si
1703 aún alcanzables desde el *root set* cuando el programa termina. Cabe destacar
1704 que esto puede darse porque hay una referencia real desde el *root set* (en
1705 cuyo caso queda bajo el control del usuario) pero también, dado que el *root
1706 set* se visita de forma conservativa, se puede deber a un *falso positivo*, en
1707 cuyo caso la omisión de la finalización queda por completo fuera del control
1708 del usuario (y lo que es aún peor, el usuario no puede ser siquiera notificado
1711 Si bien la especificación de D_ no requiere esta capacidad (de hecho,
1712 rigurosamente hablando la especificación de D_ no garantiza la finalización de
1713 objetos bajo ninguna circunstancia), no hay mayores problemas para implementar
1714 un recolector que de este tipo de garantías [NGD88298]_.
1716 Además los objetos pueden ser finalizados tanto determinísticamente
1717 (utilizando ``delete`` o ``scope``; ver secciones :ref:`d_low_level`
1718 y :ref:`d_dbc`) como no determinísticamente (cuando son finalizados por el
1719 recolector). En el primer caso se puede, por ejemplo, acceder sus atributos
1720 u otra memoria que se conozca *viva*, mientras que en el segundo no. Sin
1721 embargo un destructor no puede hacer uso de esta distinción, haciendo que la
1722 finalización determinística tenga a fines prácticos las mismas restricciones
1723 que la finalización no determinística. Es por esto que se ha sugerido permitir
1724 al destructor distinguir estos dos tipos de finalización [NGD89302]_.
1729 El rendimiento en general del recolector es una de las críticas frecuentes. Si
1730 bien hay muchos problemas que han sido resueltos, en especial por la inclusión
1731 de un mínimo grado de precisión en la versión 1.001, en la actualidad se
1732 siguen encontrando en el grupo de noticias críticas respecto a esto
1733 [NGD43991]_ [NGD67673]_ [NGD63541]_ [NGD90977]_.
1735 La principal causa del bajo rendimiento del recolector actual es,
1736 probablemente, lo simple de su algoritmo principal de recolección. Más allá de
1737 una organización del *heap* moderadamente apropiada y de utilizar conjuntos de
1738 bits para la fase de marcado, el resto del algoritmo es casi la versión más
1739 básica de marcado y barrido. Hay mucho lugar para mejoras en este sentido.
1744 Si bien el recolector actual tiene algunas características configurables,
1745 todas son seleccionables sólo en tiempo de compilación del recolector (no del
1746 programa del usuario), como por ejemplo las opciones descriptas en
1747 :ref:`dgc_debug`. Por lo tanto, a nivel práctico, es como si no tuviera
1748 posibilidad alguna de ser configurado por el usuario, ya que no es parte del
1749 ciclo de desarrollo normal el recompilar el recolector o *runtime* de un
1752 Dado que es imposible que un recolector sea óptimo para todo tipo de
1753 programas, es muy deseable permitir una configuración de parámetros del
1754 recolector que permitan al usuario ajustarlo a las necesidades particulares de
1760 Factor de ocupación del *heap*
1761 ^^^^^^^^^^^^^^^^^^^^^^^^^^^^^^
1762 Otro problema potencialmente importante del recolector actual es que no se
1763 tiene ningún cuidado con respecto a que, luego de una recolección, se haya
1764 recuperado una buena parte del *heap*. Por lo tanto, en casos extremos, el
1765 recolector tiene que hacer una recolección por cada petición de memoria, lo
1766 que es extremadamente ineficiente.
1768 Para evitar esto, habría que usar algún esquema para evaluar cuando una
1769 recolección no fue lo suficientemente *exitosa* y en ese caso pedir más
1770 memoria al sistema operativo.
1775 Finalmente hay varios detalles en la implementación actual que podrían
1779 Hay 12 listas de libres, como para guardar bloques de tamaño de ``B_16``
1780 a ``B_2048``, ``B_PAGE``, ``B_PAGEPLUS``, ``B_UNCOMMITTED`` y ``B_FREE``;
1781 sin embargo solo tienen sentido los bloques de tamaño ``B_16``
1782 a ``B_2048``, por lo que 4 de esas listas no se utilizan.
1784 Conjuntos de bits para indicadores
1785 Los indicadores para la fase de marcado y otras propiedades de un bloque
1786 son almacenados en conjuntos de bits que almacenan los indicadores de todos
1787 los bloques de un *pool*. Si bien se ha mencionado esto como una ventaja,
1788 hay lugar todavía como para algunas mejoras. Como un *pool* tiene páginas
1789 con distintos tamaños de bloque, se reserva una cantidad de bits igual a la
1790 mayor cantidad posible de bloques que puede haber en el *pool*; es decir,
1791 se reserva 1 bit por cada 16 bytes del *pool*. Para un *pool* de 1 MiB
1792 (tamaño mínimo), teniendo en cuenta que se utilizan 5 conjuntos de bits
1793 (``mark``, ``scan``, ``finals``, ``freebits`` y ``noscan``), se utilizan 40
1794 KiB de memoria para conjuntos de bits (un 4% de *desperdicio* si, por
1795 ejemplo, ese *pool* estuviera destinado por completo a albergar un solo
1796 objeto grande; lo que equivaldría al 2560 objetos de 16 bytes
1797 desperdiciados en bits inutilizados).
1799 Repetición de código
1800 Hay algunos fragmentos de código repetidos innecesariamente. Por ejemplo en
1801 varios lugares se utilizan arreglos de tamaño variable que se implementan
1802 repetidas veces (en general como un puntero al inicio del arreglo más el
1803 tamaño actual del arreglo más el tamaño de la memoria total asignada
1804 actualmente). Esto es propenso a errores y difícil de mantener.
1807 El recolector actual utiliza las señales del sistema operativo ``SIGUSR1``
1808 y ``SIGUSR2`` para pausar y reanudar los hilos respectivamente. Esto
1809 puede traer inconvenientes a usuarios que desean utilizar estas
1810 señales en sus programas (o peor aún, si interactúan con bibliotecas
1811 de C que hacen uso de estas señales) [NGD5821]_.
1814 Si bien esto se mencionó como algo bueno del recolector actual, es un
1815 compromiso entre tiempo y espacio, y puede ser interesante analizar otros
1816 métodos para evitar la recursión que no requieran tantas pasadas sobre el
1823 Análisis de viabilidad
1824 ----------------------------------------------------------------------------
1826 Ya conociendo el lenguaje de programación D_ (con sus necesidades
1827 particulares), el estado del arte en recolección de basura y el recolector
1828 actual de D_ es posible evaluar la viabilidad de los distintos algoritmos
1829 vistos en el capítulo :ref:`gc`. Se recuerda que dentro del análisis de
1830 viabilidad de considera de gran importancia la viabilidad social y política de
1831 la mejora, es decir, se presta particular atención en encontrar una mejora que
1832 tenga una buena probabilidad de ser aceptada por la comunidad de D_.
1835 .. _dgc_via_classic:
1838 ~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~
1840 En esta sección se presenta un análisis de los :ref:`algoritmos clásicos
1841 <gc_classic>`, de forma de poder analizar a grandes rasgos las principales
1842 familias para ir determinando la dirección principal de la solución.
1847 Conteo de referencias
1848 ^^^^^^^^^^^^^^^^^^^^^
1849 Ya se ha propuesto en el pasado la utilización de conteo de referencias en D_
1850 pero no se ha demostrado un interés real, más allá de soluciones en
1851 bibliotecas [NGD38689]_. Las razones para no utilizar conteo de referencia son
1852 más o menos las mismas que las desventajas mencionadas en la sección
1853 :ref:`gc_rc` (en el capítulo :ref:`gc`), siendo la principal la incapacidad de
1854 recolectar ciclos. Sin embargo hay otras razones importantes.
1856 Una de ellas es la inter-operatividad con C. El utilizar un contador de
1857 referencias requiere la manipulación del contador por parte del código C con
1858 el que se interactúe. Si bien este problema ya está presente si código
1859 C guarda un puntero a un objeto almacenado en el *heap* del recolector de D_
1860 en el *heap* de C (es decir, en una celda de memoria asignada por
1861 ``malloc()``), esto es poco común. Sin embargo, mientras que una función de
1862 C se está ejecutando, es extremadamente común que pueda almacenar en el
1863 *stack* una referencia a un objeto de D_ y en ese caso el recolector actual
1864 puede manejarlo (mientras la función de C esté corriendo en un hilo creado por
1865 D_). Sin embargo al usar un conteo de referencias esto es más problemático, ya
1866 que no se mantiene la invariante del algoritmo si no son actualizados siempre
1869 Otro problema es que al liberarse una celda, existe la posibilidad de tener
1870 que liberar todo el sub-grafo conectado a ésta. Cuando este sub-grafo es
1871 grande, se puede observar una gran pausa.
1873 Si bien estas razones son suficientes como para considerar que el conteo de
1874 referencias no es un algoritmo que sea viable en D_, hay muchas técnicas
1875 y optimizaciones para minimizarlas (como liberación perezosa, conteo de
1876 referencias pospuesto, etc. [JOLI96]_). Sin embargo hay otra razón importante
1877 que descarta esta familia de algoritmos ya que todas las variaciones de conteo
1878 de referencias implican, en mayor o menor medida, el entrelazado del trabajo
1879 del recolector con el del *mutator*. Si bien esta es una característica en
1880 general muy deseable (porque hace que el recolector sea :ref:`incremental
1881 <gc_inc>`), en D_ no lo es porque tiene como requerimiento no hacer pagar el
1882 precio de cosas que no se usan. En D_ debe ser posible no utilizar el
1883 recolector de basura y, al no hacerlo, no tener ningún tipo de trabajo extra
1884 asociado a éste. De usarse conteo de referencias esto no sería posible.
1886 Si bien este requerimiento puede ser discutible técnicamente, hay una gran
1887 resistencia social y política ante cualquier tipo de recolector que imponga
1888 una penalización de rendimiento a alguien que no quiera usarlo [NGD38689]_.
1889 Además requiere un cambio complejo y profundo en el compilador, siendo éste
1890 uno de los eslabones con mayor resistencia a introducir cambios.
1892 Por lo tanto se concluye que el conteo de referencias no es un algoritmo
1893 viable para este trabajo.
1896 .. _dgc_via_mark_sweep:
1900 El marcado y barrido es un algoritmo evidentemente viable debido a que es la
1901 base del algoritmo del recolector de basura actual.
1903 En general en la comunidad de D_ no hay mayores críticas al marcado y barrido
1904 en sí, si no más bien a problemas asociados a la implementación actual,
1905 principalmente a las grandes pausas o la falta de :ref:`precisión
1906 <gc_conserv>` [NGD54084]_ [NGL13744]_ [NGD44607]_ [NGD29291]_ [NGD87831]_
1907 [NGD87831]_ [NGL3937]_ [NGD22968]_ [NGA15246]_ [NGD5622]_ [NGD2547]_
1910 Esta familia de algoritmos se adapta bien a los requerimientos principales de
1911 D_ en cuanto a recolección de basura (ver :ref:`dgc_needs`), por ejemplo
1912 permite recolectar de forma conservativa, no impone un *overhead* a menos que
1913 se utilice el recolector, permite liberar memoria manualmente, se adapta de
1914 forma simple para soportar punteros *interiores* y permite finalizar objetos
1915 (con las limitaciones mencionadas en :ref:`dgc_prob_final`).
1917 Sin embargo muchas de las limitaciones del recolector actual (ver
1918 :ref:`dgc_bad`), no son inherentes al marcado y barrido, por lo que aún
1919 conservando la base del algoritmo, es posible realizar una cantidad de mejoras
1922 Una de las principales mejoras que pueden realizarse es hacer al recolector
1923 :ref:`concurrente <gc_concurrent>` y parcialmente más :ref:`preciso
1924 <gc_conserv>`. Estas dos mejoras solamente alcanzarían para mejorar de forma
1925 notable el tiempo de pausa en las recolecciones y la cantidad de memoria
1926 retenida debido a *falsos positivos*.
1928 Más adelante veremos detalles sobre algunos de estos aspectos y sobre algunos
1929 algoritmos particulares que permiten hacer concurrente al recolector actual.
1932 Copia de semi-espacio
1933 ^^^^^^^^^^^^^^^^^^^^^
1934 La copia de semi-espacio, al igual que cualquier otro tipo de recolector con
1935 movimiento, requiere (en la mayoría de los casos) disponer de una
1936 :ref:`precisión <gc_conserv>` casi completa. Las celdas para las cuales hay
1937 alguna referencia que no es precisa no pueden ser movidas, ya que al no estar
1938 seguros que la referencia sea tal, ésta no puede ser actualizada con la
1939 dirección de la nueva ubicación de la celda movida porque de no ser una
1940 referencia se estarían alterando datos del usuario, corrompiéndolos.
1942 Es por esto que si el recolector no es mayormente preciso, las celdas que
1943 pueden ser movidas son muy pocas y, por lo tanto, se pierden las principales
1944 ventajas de esta familia de recolectores (como la capacidad de asignar nueva
1945 memoria mediante *pointer bump allocation*).
1947 Este aumento de precisión, sin embargo, es bastante realizable. Es posible, en
1948 teoría, hacer que al menos el *heap* sea preciso, aunque es discutible si en
1949 la práctica es aceptable el *overhead* en espacio necesario para almacenar la
1950 información del tipo de una celda. Esto se analiza en más detalle al evaluar
1951 la recolección precisa en la siguiente sección.
1953 Si bien las principales herramientas para que sea viable un recolector por
1954 copia de semi-espacio están disponibles en D_ (como la posibilidad de hacer
1955 *pinning* the celdas o el potencial incremento de precisión), este lenguaje
1956 nunca va a poder proveer precisión total, haciendo que no sea posible
1957 implementar un recolector por copia de semi-espacio puro. Siempre habrá que
1958 disponer un esquema híbrido para poder manejar las celdas que no puedan
1959 moverse, incrementado mucho la complejidad del recolector.
1961 Si bien un esquema híbrido es algo técnicamente posible, nuevamente la
1962 resistencia social a un cambio de esta envergadura es de importancia
1963 suficiente como para inclinarse por una solución menos drástica.
1968 Principales categorías del estado del arte
1969 ~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~
1971 En esta sección se realiza un análisis de la viabilidad de las principales
1972 categorías de recolectores según se presentaron en la sección :ref:`gc_art`.
1974 Recolección directa / indirecta
1975 ^^^^^^^^^^^^^^^^^^^^^^^^^^^^^^^
1976 Como se ha visto al analizar el conteo de referencias, lo más apropiado para
1977 D_ pareciera ser continuar con el esquema de recolección indirecta, de forma
1978 tal de que el precio de la recolección solo deba ser pagado cuando el
1979 *mutator* realmente necesita del recolector. Es por esto que no parece ser una
1980 opción viable introducir recolección directa en este trabajo.
1983 Recolección incremental
1984 ^^^^^^^^^^^^^^^^^^^^^^^
1985 La recolección incremental puede ser beneficiosa para D_, dado que puede
1986 servir para disminuir el tiempo de pausa del recolector. Sin embargo, en
1987 general es necesario instrumentar el *mutator* para reportar cambios en el
1988 grafo del conectividad al recolector. Además puede contar con los mismos
1989 problemas que la recolección directa, puede hacer que el usuario tenga que
1990 pagar el precio de la recolección, incluso cuando no la necesita, si por cada
1991 asignación el recolector realiza parte de una recolección que no fue
1994 Recolección concurrente / paralela / *stop-the-world*
1995 ^^^^^^^^^^^^^^^^^^^^^^^^^^^^^^^^^^^^^^^^^^^^^^^^^^^^^
1996 El recolector actual es *stop-the-world*, sin embargo esta es una de las
1997 principales críticas que tiene. El recolector se podría ver beneficiado de
1998 recolección paralela, tanto para realizar la recolección más velozmente en
1999 ambientes multi-procesador, como para disminuir el tiempo de pausa. Sin
2000 embargo, el hecho de que todos los hilos se pausen para realizar parte del
2001 trabajo del recolector puede ser contraproducente para programas *real-time*
2002 que pretendan usar un hilo que no sufra de la latencia del recolector,
2003 asegurando que nunca lo use (aunque se podrían ver esquemas para ajustarse
2004 a estas necesidades).
2006 En general los recolectores concurrentes necesitan también instrumentar el
2007 *mutator* para reportar cambios en el grafo de conectividad al recolector,
2008 como sucede con la recolección directa o incremental, sin embargo hay
2009 algoritmos que no tienen este requerimiento, utilizando servicios del sistema
2010 operativo para tener una *fotografía* de la memoria para que la fase de
2011 marcado pueda realizarse sin perturbar al *mutator* ni requerir de su
2012 cooperación [RODR97]_. Este tipo de algoritmos serían un buen candidato para
2013 D_, dado que requiere pocos cambios y es transparente al *mutator*.
2016 Recolección conservativa / precisa
2017 ^^^^^^^^^^^^^^^^^^^^^^^^^^^^^^^^^^
2018 Si bien D_ puede proveer al recolector de basura información de tipos para los
2019 objetos almacenados en el *heap*, todo recolector para D_ deberá soportar
2020 cierto grado de recolección conservativa (ver :ref:`gc_conserv`), debido a las
2023 * Si bien D_ podría incorporar información de tipos para el *stack*
2024 (utilizando, por ejemplo, la técnica de *shadow stack* [HEND02]_), para
2025 poder interactuar con C/C++, el recolector debe poder interpretar los *stack
2026 frames* [#dgcstackframe]_ de estos lenguajes, que no disponen de información
2029 * Los registros del procesador tienen un problema similar, con la diferencia
2030 de que el costo de implementar algo similar a *shadow stack* para los
2031 registros sería impracticable, más allá de que exista la misma limitación
2032 que con el *stack* para poder interactuar con C/C++.
2034 * D_ soporta uniones (ver :ref:`d_low_level`). Para una unión es imposible
2035 determinar si un campo es un puntero o no. Por ejemplo::
2042 Aquí el recolector no puede saber nunca si el valor almacenado será un
2043 ``size_t`` o un ``void*``, por lo tanto deberá tratar **siempre** esa
2044 palabra de forma conservativa (es decir, interpretarla como un *posible*
2045 puntero). Este requerimiento puede ser relajado si el usuario proveyera
2046 alguna forma de determinar que tipo está almacenando la unión en un
2047 determinado momento. Sin embargo el costo de pedir al usuario este tipo de
2048 restricción puede ser muy alto.
2050 Sin embargo, ya hay un trabajo relacionado avanzando en este sentido, que
2051 agrega precisión al marcado del *heap*. David Simcha comienza con este trabajo
2052 explorando la posibilidad de agregar precisión parcial al recolector,
2053 generando información sobre la ubicación de los punteros para cada tipo
2054 [DBZ3463]_. Su trabajo se limita a una implementación a nivel biblioteca de
2055 usuario y sobre `D 2.0`_. Desafortunadamente su trabajo pasa desapercibido
2058 Sin embargo un tiempo después Vincent Lang (mejor conocido como *wm4* en la
2059 comunidad de D_), retoma este trabajo, pero modificando el compilador DMD_
2060 y trabajando con `D 1.0`_ y Tango_. Es por esto que el aumento de precisión
2061 parece ser un área fértil para este trabajo, en particular si se colabora con
2062 el trabajo realizado por David y Vincent.
2064 .. [#dgcstackframe] Un *stack frame* (*marco de la pila* en castellano),
2065 también conocido como *activation record* (o *registro de activación* en
2066 castellano) es una estructura de datos dependiente de la arquitectura que
2067 contiene información del estado de una función, incluyendo, por ejemplo,
2068 sus variables locales, parámetros y dirección de retorno.
2071 Recolección con movimiento de celdas
2072 ^^^^^^^^^^^^^^^^^^^^^^^^^^^^^^^^^^^^
2073 Esta posibilidad ya se ha discutido al analizar la posibilidad de utilizar
2074 recolección con copia de semi-espacios. El trabajo mencionado en la sub-sección
2075 anterior agrega información suficiente como poder diferenciar que celdas se
2076 pueden mover y cuales no, sin embargo queda como incógnita qué proporción de
2077 celdas deben permanecer inmovilizadas como para evaluar si un cambio tan
2078 grande puede rendir frutos o no.
2080 A priori, pareciera que la relación cantidad y complejidad de cambios sobre
2081 beneficios potenciales no fuera muy favorable a esta mejora.
2084 Lista de libres / *pointer bump allocation*
2085 ^^^^^^^^^^^^^^^^^^^^^^^^^^^^^^^^^^^^^^^^^^^
2086 Como consecuencia de los puntos anteriores, no es técnicamente posible
2087 realizar *pointer bump allocation* pura en D_. Al haber objetos *pinned*,
2088 siempre es necesario o bien contar con una lista de libres, o detectar
2089 *huecos* en un esquema de *pointer bump allocation*. Es por esto que parece
2090 ser más viable conservar el esquema de listas de libres.
2092 Esta mejora también entra en la categoría de opciones viables pero cuya
2093 complejidad no parece valer la pena dada la limitada utilidad que se espera
2094 dadas las particulares características de D_ en cuanto a precisión de
2095 información de tipos de *stack*, uniones, etc.
2098 Recolección por particiones / generacional
2099 ^^^^^^^^^^^^^^^^^^^^^^^^^^^^^^^^^^^^^^^^^^
2100 Una vez más la recolección por particiones, en particular la generacional,
2101 requiere de la instrumentación del *mutator* para comunicar cambios en el
2102 grafo de conectividad al recolector, por lo que es poco viable. Aunque existen
2103 algoritmos que no necesitan este tipo de comunicación dado que está
2104 garantizado que no existan conexiones entre celdas de las distintas
2105 particiones, requiere grandes cambios en el compilador y realizar análisis
2106 estático bastante complejo [HIRZ03]_. Además al ser D_ un lenguaje de bajo
2107 nivel, es muy difícil garantizar que estas conexiones inter-particiones no
2108 puedan existir realmente; y de poder lograrlo, podría ser demasiado
2112 .. include:: links.rst
2114 .. vim: set ts=3 sts=3 sw=3 et tw=78 spelllang=es :
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