implementar un recolector de basura son sus capacidades de programación de
bajo nivel (ver :ref:`d_low_level`).
-Al proveer acceso a *aasembly*, permitir estructuras de tipo *union* y ser
+Al proveer acceso a *assembly*, permitir estructuras de tipo *union* y ser
compatible con C/C++, el recolector de basura tiene muchas restricciones. Por
ejemplo debe tratar de forma conservativa los registros y el *stack*, ya que
es la única forma de interactuar de forma segura con C/C++ y *assembly*.
El control sobre la alineación de memoria es otra complicación sobre el
recolector de basura, incluso aunque éste sea conservativo. Dado que tratar la
memoria de forma conservativa byte a byte sería impracticable (tanto por la
-cantidad de falsos positivos que esto provocaría como por el impacto en la
-eficiencia por el exceso de posibles punteros a revisar, además de lo
+cantidad de falsos positivos que esto provocaría como por el impacto en el
+rendimiento por el exceso de posibles punteros a revisar, además de lo
ineficiente que es operar sobre memoria no alineada), en general el recolector
asume que el usuario nunca va a tener la única referencia a un objeto en una
estructura no alineada al tamaño de palabra.
D_ soporta el paradigma de orientación a objetos, donde es común permitir que
un objeto, al ser destruido, realice alguna tarea de finalización (a través de
una función miembro llamada *destructor*, o ``~this()`` en D_). Esto significa
-que el recolector, al encontrar que un objeto no es más referenciados, debe
+que el recolector, al encontrar que no hay más referencias a un objeto, debe
ejecutar el destructor.
La especificación dice:
Esta restricción en realidad se ve relaja con el soporte de *RAII*. Si se
utiliza la palabra clave ``scope`` al crear una serie de objetos, estos serán
-destruídos determinísticamente al finalizar el *scope* actual en el orden
+destruidos determinísticamente al finalizar el *scope* actual en el orden
inverso al que fueron creados y, por lo tanto, un usuario podría hacer uso de
los atributos que sean referencias a otros objetos creados con ``scope`` si el
orden en que fueron creados (y por lo tanto en que serán destruidos) se lo
Como se mencionó en la sección :ref:`d_lang`, en D_ hay dos bibliotecas base
para soportar el lenguaje (*runtimes*): Phobos_ y Tango_. La primera es la
biblioteca estándar de D_, la segunda un proyecto más abierto y dinámico que
-surgió como alternativa a Phobos_ debido a que Phobos_ es muy desprolija y que
+surgió como alternativa a Phobos_ debido a que Phobos_ es muy descuidada y que
era muy difícil impulsar cambios en ella. Ahora Phobos_ tiene el agravante de
estar *congelada* en su versión 1 (solo se realizan correcciones de errores).
~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~
La memoria del *heap* está organizada en *pools*. Un *pool* es una región de
-*páginas* contíguas. Una página es, en general, la unidad mínima de memoria que
+*páginas* contiguas. Una página es, en general, la unidad mínima de memoria que
maneja un sistema operativo con soporte de memoria virtual. Cada página dentro
de un *pool* sirve a su vez como contenedora de bloques (llamados *bin* en la
:ref:`implementación <dgc_impl>`) de tamaño fijo. Todos los bloques
o celdas en general se ubican en estos bloques (en uno del tamaño más pequeño
que haya que sea suficientemente grande como para almacenar dicho objeto). En
caso de que un objeto sea mayor a una página, se utilizan la menor cantidad de
-páginas contíguas de un pool que tengan espacio suficiente para almacenar
+páginas contiguas de un pool que tengan espacio suficiente para almacenar
dicho objeto.
.. [#dgcpageplus] Además existe otro tamaño de bloque especial que se utiliza
páginas del *pool* N) que es una página completa.
.. aafig::
- :scale: 1.4
+ :scale: 120
+----------------------------------------------------------------------+
| Heap |
^^^^^^^^^^^^^^^^^^^
Cada *pool* tiene la siguiente información asociada:
-*number_of_pages*:
+*number_of_pages*
cantidad de páginas que tiene. Esta cantidad es fija en toda la vida de un
*pool*.
-*pages*:
- bloque de memoria contíguo de tamaño ``PAGE_SIZE * number_of_pages``
+*pages*
+ bloque de memoria contiguo de tamaño ``PAGE_SIZE * number_of_pages``
(siendo ``PAGE_SIZE`` el tamaño de página, que normalmente son 4096 bytes).
Una página siempre almacena bloques del mismo tamaño, que pueden ser 16, 32,
64, 128, 256, 512, 1024, 2048 o 4096 (llamado con el nombre especial
-``PAGE``). Además hay dos tamaños de bloque símbólicos que tienen un
+``PAGE``). Además hay dos tamaños de bloque simbólicos que tienen un
significado especial:
-``FREE``:
+``FREE``
indica que la página está completamente libre y que la página está
disponible para albergar cualquier tamaño de bloque que sea necesario (pero
una vez que se le asignó un nuevo tamaño de bloque ya no puede ser cambiado
hasta que la página vuelva a liberarse por completo).
-``CONTINUATION``:
+``CONTINUATION``
indica que esta página es la continuación de un objeto grande (es decir,
que ocupa una o más páginas). Luego se presentan más detalles sobre objetos
grandes.
^^^^^^^^^^^^^^^^^^^
Cada bloque tiene asociados varios atributos:
-*mark*:
+*mark*
utilizado en la fase de :ref:`marcado <dgc_algo_mark>`, indica que un nodo
ya fue visitado (serían las celdas *negras* en la :ref:`abstracción
tricolor <gc_intro_tricolor>`).
-*scan*:
+*scan*
utilizado también en la fase de :ref:`marcado <dgc_algo_mark>`, indica que
una celda visitada todavía tiene *hijas* sin marcar (serían las celdas
*grises* en la :ref:`abstracción tricolor <gc_intro_tricolor>`).
-*free*:
+*free*
indica que el bloque está libre (no está siendo utilizado por ningún objeto
*vivo*). Esto es necesario solo por la forma en la que realiza el
:ref:`marcado <dgc_algo_mark>` y :ref:`barrido <dgc_algo_sweep>` en el
:ref:`algoritmo actual <dgc_algo>` (las celdas con el atributo este
atributo son tomadas como *basura* aunque estén marcadas con *mark*).
-*final*:
+*final*
indica que el bloque contiene un objeto que tiene un destructor (que debe
ser llamado cuando la celda pasa de *viva* a *basura*).
-*noscan*:
+*noscan*
indica que el bloque contiene un objeto que no tiene punteros y por lo
tanto no debe ser marcado de forma conservativa (no tiene *hijas*).
^^^^^^^^^^^^^^^
El recolector de basura actual de D_ trata de forma diferente a los objetos
grandes. Todo objeto grande empieza en un bloque con tamaño ``PAGE``
-y (opcionalmente) continúa en los bloques contíguos subsiguientes que tengan
+y (opcionalmente) continúa en los bloques contiguos subsiguientes que tengan
el tamaño de bloque ``CONTINUATION`` (si el objeto ocupa más que una página).
El fin de un objeto grande queda marcado por el fin del *pool* o una página
con tamaño de bloque distinto a ``CONTINUATION`` (lo que suceda primero).
Recolección
^^^^^^^^^^^
-A grandes razgos el algoritmo de recolección puede resumirse de las dos fases
+A grandes rasgos el algoritmo de recolección puede resumirse de las dos fases
básicas de cualquier algoritmo de :ref:`marcado y barrido <gc_mark_sweep>`::
function collect() is
algoritmo::
function mark_phase() is
- more_to_scan = false
+ global more_to_scan = false
stop_the_world()
clear_mark_scan_bits()
mark_free_lists()
mark_static_data()
push_registers_into_stack()
+ thread_self.stack.end = get_stack_top()
mark_stacks()
+ pop_registers_from_stack()
mark_user_roots()
mark_heap()
start_the_world()
La variable **global** ``more_to_scan`` indica al algoritmo iterativo cuando
-debe finalizar: la función ``mark()`` (que veremos más adelante) lo pone en
-``true`` cuando una nueva celda debe ser visitada, por lo tanto la iteración
-se interrumpe cuando no hay más celdas por visitar.
+debe finalizar: la función ``mark_range()`` (que veremos más adelante) lo pone
+en ``true`` cuando una nueva celda debe ser visitada, por lo tanto la
+iteración se interrumpe cuando no hay más celdas por visitar.
-Las funciones ``stop_the_world()`` y ``start_the_world()`` sencillamente
-pausan y reanudan todos los hilos respectivamente::
+Las funciones ``stop_the_world()`` y ``start_the_world()`` pausan y reanudan
+todos los hilos respectivamente (salvo el actual). Al pausar los hilos además
+se guardan los registros del procesador en el *stack* y se guarda la posición
+actual del *stack* para que la fase de marcado pueda recorrerlos::
function stop_the_world() is
foreach thread in threads
+ if thread is thread_self
+ continue
thread.pause()
+ push_registers_into_stack()
+ thread.stack.end = get_stack_top()
function start_the_world() is
foreach thread in threads
+ if thread is thread_self
+ continue
+ pop_registers_from_stack()
thread.resume()
-La función ``clear_mark_scan_bits()`` se encarga de resetear todos los
+La función ``clear_mark_scan_bits()`` se encarga de restablecer todos los
atributos *mark* y *scan* de cada bloque del *heap*::
function clear_mark_scan_bits() is
de marcado (que es iterativa y realiza varias pasadas sobre **todo** el
*heap*, incluyendo las celdas libres) no visite las celdas libres perdiendo
tiempo sin sentido y potencialmente manteniendo *vivas* celdas que en
-realdidad son *basura* (falsos positivos)::
+realidad son *basura* (falsos positivos)::
function mark_free_lists() is
foreach free_list in heap
<gc_conserv>` (es decir, tomando cada *word* como si fuera un puntero)::
function mark_static_data() is
- foreach word in static_data
- pointer = cast(void*) word
- mark(pointer)
+ mark_range(static_data.begin, static_data.end)
Para poder tomar los registros como parte del *root set* primero se apilan
en el *stack* a través de la función::
foreach register in registers
push(register)
+Y luego se descartan (no es necesario ni correcto restablecer los valores ya
+que podrían tener nuevos valores) al sacarlos de la pila::
+
+ function pop_registers_from_stack() is
+ foreach register in reverse(registers)
+ pop()
+
Una vez hecho esto, basta marcar (de forma conservativa) los *stacks* de todos
los threads para terminar de marcar el *root set*::
function mark_stacks() is
foreach thread in threads
- foreach word in thread.stack
- pointer = cast(void*) word
- mark(pointer)
+ mark_range(thread.stack.begin, thread.stack.end)
Dado que D_ soporta manejo de memoria manual al mismo tiempo que memoria
automática, es posible que existan celdas de memoria que no estén en el *root
set* convencional ni en el *heap* del recolector. Para evitar que se libere
-alguna celda que estaba siendo referenciada desde memoria administrada por el
-usuario, éste debe informarle al recolector sobre la existencia de estoas
-nuevas raíces. Es por esto que para concluir el marcado del *root set*
+alguna celda a la cual todavía existen referencias desde memoria administrada
+por el usuario, éste debe informarle al recolector sobre la existencia de
+estas nuevas raíces. Es por esto que para concluir el marcado del *root set*
completo se procede a marcar las raíces definidas por el usuario::
function mark_user_roots() is
- foreach pointer in user_roots
- mark(pointer)
+ foreach root_range in user_roots
+ mark_range(root_range.begin, root_range.end)
El algoritmo de marcado no es recursivo sino iterativo por lo tanto al marcar
una celda (o bloque) no se siguen sus *hijas*, solo se activa el bit de *scan*
(a menos que la celda no contenga punteros, es decir, tenga el bit *noscan*)::
- function mark(pointer) is
- [pool, page, block] = find_block(pointer)
- if block is not null and block.mark is false
- block.mark = true
- if block.noscan is false
- block.scan = true
- more_to_scan = true
+ function mark_range(begin, end) is
+ pointer = begin
+ while pointer < end
+ [pool, page, block] = find_block(pointer)
+ if block is not null and block.mark is false
+ block.mark = true
+ if block.noscan is false
+ block.scan = true
+ global more_to_scan = true
+ pointer++
Por lo tanto en este punto, tenemos todas las celdas inmediatamente
alcanzables desde el *root set* marcadas y con el bit *scan* activado si la
celdas para visitar (con el bit *scan* activo)::
function mark_heap() is
- while more_to_scan
- more_to_scan = false
+ while global more_to_scan
+ global more_to_scan = false
foreach pool in heap
foreach page in pool
if page.block_size <= PAGE // saltea FREE y CONTINUATION
if block.scan is true
block.scan = false
if page.block_size is PAGE // objeto grande
- start = cast(byte*) page
+ begin = cast(byte*) page
end = find_big_object_end(pool, page)
- foreach word in start..end
- pointer = cast(void*) word
- mark(pointer)
+ mark_range(begin, end)
else // objeto pequeño
- foreach word in block
- pointer = cast(void*) word
- mark(pointer)
+ mark_range(block.begin, block.end)
Aquí puede verse, con un poco de esfuerzo, la utilización de la
-:ref:`abtracción tricolor <gc_intro_tricolor>`: todas las celdas alcanzables
+:ref:`abstracción tricolor <gc_intro_tricolor>`: todas las celdas alcanzables
desde el *root set* son pintadas de *gris* (tienen los bits *mark* y *scan*
activados), excepto aquellas celdas atómicas (es decir, que se sabe que no
tienen punteros) que son marcadas directamente de *negro*. Luego se van
obteniendo celdas del conjunto de las *grises*, se las pinta de *negro* (es
-decir, se desactiva el big *scan*) y se pintan todas sus *hijas* de *gris* (o
+decir, se desactiva el bit *scan*) y se pintan todas sus *hijas* de *gris* (o
*negro* directamente si no tienen punteros). Este procedimiento se repite
mientras el conjunto de celdas *grises* no sea vacío (es decir, que
``more_to_scan`` sea ``true``).
return [pool, page, block_start]
return [null, null, null]
-Cabe destacar que la función ``find_block()`` devuelve el pool, la página y el
-comienzo del bloque al que apunta el puntero, es decir, soporta punteros
+Cabe destacar que la función ``find_block()`` devuelve el *pool*, la página
+y el comienzo del bloque al que apunta el puntero, es decir, soporta punteros
*interiores*.
function free_big_object(pool, page) is
pool_end = cast(byte*) pool.pages + (PAGE_SIZE * pool.number_of_pages)
do
- page = cast(byte*) page + PAGE_SIZE
page.block_size = FREE
- while page.block_size is CONTINUATION and page < pool_end
+ page = cast(byte*) page + PAGE_SIZE
+ while page < pool_end and page.block_size is CONTINUATION
Además, los bloques que tienen en atributo ``final`` son finalizados llamando
a la función ``finalize()``. Esta función es un servicio que provee la
Esta reorganización de listas libres además mejoran la localidad de
referencia y previenen la fragmentación. La localidad de referencia se ve
-mojorada debido a que asignaciones de memoria proximas en el tiempo serán
+mejorada debido a que asignaciones de memoria próximas en el tiempo serán
también próximas en espacio porque pertenecerán a la misma página (al menos si
las asignaciones son todas del mismo tamaño). La fragmentación se minimiza por
el mismo efecto, primero se asignarán todos los bloques de la misma página.
Asignación de memoria
^^^^^^^^^^^^^^^^^^^^^
La asignación de memoria del recolector es relativamente compleja, excepto
-cuando se asgina un objeto pequeño y ya existe algún bloque con el tamaño
+cuando se asigna un objeto pequeño y ya existe algún bloque con el tamaño
preciso en la lista de libres. Para el resto de los casos la cantidad de
trabajo que debe hacer el recolector para asignar la memoria es considerable.
mejor se ajuste al tamaño solicitado (es decir, el bloque más pequeño lo
suficientemente grande como para poder almacenar el tamaño solicitado). Una
vez más el algoritmo distingue objetos grandes de pequeños. Los pequeños se
-asginan de las siguiente manera::
+asignan de las siguiente manera::
- function new_small(block_size) is
+ function new_small(block_size) is
+ block = find_block_with_size(block_size)
+ if block is null
+ collect()
block = find_block_with_size(block_size)
if block is null
- collect()
+ new_pool()
block = find_block_with_size(block_size)
- if block is null
- new_pool()
- block = find_block_with_size(block_size)
- return null
- return block
+ return block
Se intenta reiteradas veces conseguir un bloque del tamaño correcto libre,
realizando diferentes acciones si no se tiene éxito. Primero se intenta hacer
Para intentar buscar un bloque de memoria libre se realiza lo siguiente::
- function find_block_with_size(block_size) is
+ function find_block_with_size(block_size) is
+ block = free_lists[block_size].pop_first()
+ if block is null
+ assign_page(block_size)
block = free_lists[block_size].pop_first()
- if block is null
- assign_page(block_size)
- block = free_lists[block_size].pop_first()
- return block
+ return block
Si no se puede obtener un bloque de la lista de libres correspondiente, se
busca asignar una página libre al tamaño de bloque deseado de forma de
*alimentar* la lista de libres con dicho tamaño::
- function assign_page(block_size) is
- foreach pool in heap
- foreach page in pool
- if page.block_size is FREE
- page.block_size = block_size
- foreach block in page
- free_lists[page.block_size].link(block)
+ function assign_page(block_size) is
+ foreach pool in heap
+ foreach page in pool
+ if page.block_size is FREE
+ page.block_size = block_size
+ foreach block in page
+ free_lists[page.block_size].link(block)
Cuando todo ello falla, el último recurso consiste en pedir memoria al sistema
operativo, creando un nuevo *pool*::
- funciones new_pool(number_of_pages = 1) is
- pool = alloc(pool.sizeof)
- if pool is null
- return null
- pool.number_of_pages = number_of_pages
- pool.pages = alloc(number_of_pages * PAGE_SIZE)
- if pool.pages is null
- free(pool)
- return null
- heap.add(pool)
- return pool
+ function new_pool(number_of_pages = 1) is
+ pool = alloc(pool.sizeof)
+ if pool is null
+ return null
+ pool.number_of_pages = number_of_pages
+ pool.pages = alloc(number_of_pages * PAGE_SIZE)
+ if pool.pages is null
+ free(pool)
+ return null
+ heap.add(pool)
+ foreach page in pool
+ page.block_size = FREE
+ return pool
Se recuerda que la función ``alloc()`` es un :ref:`servicio
<gc_intro_services>` provisto por el *low level allocator* y en la
de una página, entonces se utiliza otro algoritmo para alocar un objeto
grande::
- function new_big(size) is
- number_of_pages = ceil(size / PAGE_SIZE)
+ function new_big(size) is
+ number_of_pages = ceil(size / PAGE_SIZE)
+ pages = find_pages(number_of_pages)
+ if pages is null
+ collect()
pages = find_pages(number_of_pages)
if pages is null
- collect()
- pages = find_pages(number_of_pages)
- if pages is null
- minimize()
- pool = new_pool(number_of_pages)
- if pool is null
- return null
- pages = assign_pages(pool, number_of_pages)
- pages[0].block_size = PAGE
- foreach page in pages[1..end]
- page.block_size = CONTINUATION
- return pages[0]
+ minimize()
+ pool = new_pool(number_of_pages)
+ if pool is null
+ return null
+ pages = assign_pages(pool, number_of_pages)
+ pages[0].block_size = PAGE
+ foreach page in pages[1..end]
+ page.block_size = CONTINUATION
+ return pages[0]
De forma similar a la asignación de objetos pequeños, se intenta encontrar una
-serie de páginas contíguas, dentro de un mismo *pool*, suficientes para
+serie de páginas contiguas, dentro de un mismo *pool*, suficientes para
almacenar el tamaño requerido y si esto falla, se realizan diferentes pasos
y se vuelve a intentar. Puede observarse que, a diferencia de la asignación de
objetos pequeños, si luego de la recolección no se pudo encontrar lugar
heap.remove(pool)
Volviendo a la función ``new_big()``, para hallar una serie de páginas
-contíguas se utiliza el siguiente algoritmo::
+contiguas se utiliza el siguiente algoritmo::
- function find_pages(number_of_pages) is
- foreach pool in heap
- pages = assign_pages(pool, number_of_pages)
- if pages
- return pages
- return null
+ function find_pages(number_of_pages) is
+ foreach pool in heap
+ pages = assign_pages(pool, number_of_pages)
+ if pages
+ return pages
+ return null
Como se dijo, las páginas deben estar contenidas en un mismo *pool* (para
-tener la garantía de que sean contíguas), por lo tanto se busca *pool* por
+tener la garantía de que sean contiguas), por lo tanto se busca *pool* por
*pool* dicha cantidad de páginas libres consecutivas a través del siguiente
algoritmo::
- function assign_pages(pool, number_of_pages) is
- pages_found = 0
- first_page = null
- foreach page in pool
- if page.block_size is FREE
- if pages_found is 0
- pages_found = 1
- first_page = page
- else
- pages_found = pages_found + 1
- if pages_found is number_of_pages
- return [first_page .. page]
+ function assign_pages(pool, number_of_pages) is
+ pages_found = 0
+ first_page = null
+ foreach page in pool
+ if page.block_size is FREE
+ if pages_found is 0
+ pages_found = 1
+ first_page = page
else
- pages_found = 0
- first_page = null
- return null
+ pages_found = pages_found + 1
+ if pages_found is number_of_pages
+ return [first_page .. page]
+ else
+ pages_found = 0
+ first_page = null
+ return null
Una vez más, cuando todo ello falla (incluso luego de una recolección), se
intenta alocar un nuevo *pool*, esta vez con una cantidad de páginas
Liberación de memoria
^^^^^^^^^^^^^^^^^^^^^
La liberación de la memoria asignada puede hacerse explícitamente. Esto
-saltéa el mecanismo de recolección, y es utilizado para dar soporte a menejo
+saltea el mecanismo de recolección, y es utilizado para dar soporte a manejo
explícito de memoria asignada en el *heap* del recolector. En general el
usuario no debe utilizar liberación explícita, pero puede ser útil en casos
muy particulares::
Hay varias diferencias a nivel de implementación entre lo que se presentó en
las secciones anteriores y como está implementado realmente el recolector
actual. Con los conceptos e ideas principales del ya explicadas, se procede
-a ahondar con más detalle en como está construído el recolector y algunas de
+a ahondar con más detalle en como está construido el recolector y algunas de
sus optimizaciones principales.
Vale aclarar que el recolector de basura actual está implementado en D_.
Dicha estructura tiene los siguientes atributos (divididos en categorías para
facilitar la comprensión):
-**Raíces definidas por el usuario**
-
- *roots* (*nroots*, *rootdim*):
+Raíces definidas por el usuario
+ *roots* (*nroots*, *rootdim*)
arreglo variable de punteros simples que son tomados como raíces
provistas por el usuario.
- *ranges* (*nranges*, *rangedim*):
+ *ranges* (*nranges*, *rangedim*)
arreglo variable de rangos de memoria que deben ser revisados (de forma
conservativa) como raíces provistas por el usuario. Un rango es una
estructura con dos punteros: ``pbot`` y ``ptop``. Toda la memoria entre
estos dos punteros se toma, palabra por palabra, como una raíz del
recolector.
-**Estado interno del recolector**
-
- *anychanges*:
+Estado interno del recolector
+ *anychanges*
variable que indica si en la fase de marcado se encontraron nuevas
celdas con punteros que deban ser visitados. Otra forma de verlo es como
un indicador de si el conjunto de celdas *grises* está vacío luego de
<gc_intro_tricolor>`). Es análoga a la variable ``more_to_scan``
presentada en :ref:`dgc_algo_mark`.
- *inited*:
+ *inited*
indica si el recolector fue inicializado.
- *stackBottom*:
+ *stackBottom*
puntero a la base del *stack* (asumiendo que el stack crece hacia arriba).
Se utiliza para saber por donde comenzar a visitar el *stack* de forma
conservativa, tomándolo con una raíz del recolector.
- *Pools* (*pooltable*, *npools*):
+ *Pools* (*pooltable*, *npools*)
arreglo variable de punteros a estructuras ``Pool`` (ver más adelante).
Este arreglo se mantiene siempre ordenado de menor a mayor según la
dirección de memoria de la primera página que almacena.
- *bucket*:
+ *bucket*
listas de libres. Es un arreglo de estructuras ``List`` utilizadas para
guardar la listas de libres de todos los tamaños de bloques posibles (ver
más adelante).
-**Atributos que cambian el comportamiento**
-
- *noStack*:
+Atributos que cambian el comportamiento
+ *noStack*
indica que no debe tomarse al *stack* como raíz del recolector. Esto es
muy poco seguro y no debería ser utilizado nunca, salvo casos
extremadamente excepcionales.
- *log*:
+ *log*
indica si se debe guardar un registro de la actividad del recolector. Es
utilizado principalmente para depuración.
- *disabled*:
+ *disabled*
indica que no se deben realizar recolecciones implícitamente. Si al
tratar de asignar memoria no se puede hallar celdas libres en el *heap*
del recolector, se pide más memoria al sistema operativo sin correr una
recolección para intentar recuperar espacio. Esto es particularmente
- útil para secciones de un programa donde la eficiencia es crítica y no
+ útil para secciones de un programa donde el rendimiento es crítico y no
se pueden tolerar grandes pausas como las que puede provocar el
recolector.
-**Optimizaciones**
-
- *p_cache*, *size_cache*:
+Optimizaciones
+ *p_cache*, *size_cache*
obtener el tamaño de un bloque dado un puntero es una tarea costosa
y común. Para evitarla en casos donde se calcula de forma sucesiva el
tamaño del mismo bloque (como puede ocurrir al concatenar arreglos
dinámicos) se guarda el último calculado en estas variables a modo de
*caché*.
- *minAddr*, *maxAddr*:
+ *minAddr*, *maxAddr*
punteros al principio y fin del *heap*. Pueden haber *huecos* entre
estos dos punteros que no pertenezcan al *heap* pero siempre se cumple
que si un puntero apunta al *heap* debe estar en este rango. Esto es
La estructura ``Pool`` está compuesta por los siguientes atributos (ver figura
:vref:`fig:dgc-pool`):
-*baseAddr* y *topAddr*:
+*baseAddr* y *topAddr*
punteros al comienzo y fin de la memoria que almacena todas las páginas del
*pool* (*baseAddr* es análogo al atributo *pages* utilizado en las
secciones anteriores para mayor claridad).
-*mark*, *scan*, *freebits*, *finals*, *noscan*:
+*mark*, *scan*, *freebits*, *finals*, *noscan*
conjunto de bits (*bitsets*) para almacenar los indicadores descriptos en
:ref:`dgc_org` para todos los bloques de todas las páginas del *pool*.
*freebits* es análogo a *free* y *finals* a *final* en los atributos
descriptos en las secciones anteriores.
-*npages*:
+*npages*
cantidad de páginas que contiene este *pool* (fue nombrado
*number_of_pages* en las secciones anteriores para mayor claridad).
-*ncommitted*:
+*ncommitted*
cantidad de páginas *encomendadas* al sistema operativo (*committed* en
inglés). Este atributo no se mencionó anteriormente porque el manejo de
páginas encomendadas le agrega una complejidad bastante notable al
recolector y es solo una optimización para un sistema operativo en
particular (Microsoft Windows).
-*pagetable*:
+*pagetable*
arreglo de indicadores de tamaño de bloque de cada página de este *pool*.
Los indicadores válidos son ``B_16`` a ``B_2048`` (pasando por los valores
posibles de bloque mencionados anteriormente, todos con el prefijo
Vista gráfica de la estructura de un *pool* de memoria.
.. aafig::
- :scale: 1.4
- :aspect: 0.45
+ :scale: 120
/--- "baseAddr" "ncommitted = i" "topAddr" ---\
| V |
Como se observa, además de la información particular del *pool* se almacena
toda la información de páginas y bloques enteramente en el *pool* también.
Esto simplifica el manejo de que lo es memoria *pura* del *heap*, ya que queda
-una gran porción contínua de memoria sin estar intercalada con
+una gran porción continua de memoria sin estar intercalada con
meta-información del recolector.
Para poder acceder a los bits de un bloque en particular, se utiliza la
La implementación utiliza a los bloques de memoria como nodos directamente.
Como los bloques siempre pueden almacenar una palabra (el bloque de menor
-tamaño es de 16 bytes y una palabra ocupa comunmente entre 4 y 8 bytes según
+tamaño es de 16 bytes y una palabra ocupa comúnmente entre 4 y 8 bytes según
se trabaje sobre arquitecturas de 32 o 64 bits respectivamente), se almacena
el puntero al siguiente en la primera palabra del bloque.
Algoritmos
^^^^^^^^^^
-Los algoritmos en la implementación real están considerablemente menos
-modularizados que los presentados en la sección :ref:`dgc_algo`. Por ejemplo,
-la función ``collect()`` es una gran función de 300 líneas de código.
+Los algoritmos en la implementación real son considerablemente menos modulares
+que los presentados en la sección :ref:`dgc_algo`. Por ejemplo, la función
+``collect()`` es una gran función de 300 líneas de código.
A continuación se resumen las funciones principales, separadas en categorías
para facilitar la comprensión. Los siguientes son métodos de la estructura
``Gcx``:
-**Inicialización y terminación**
-
- *initialize()*:
+Inicialización y terminación
+ *initialize()*
inicializa las estructuras internas del recolector para que pueda ser
utilizado. Esta función la llama la biblioteca *runtime* antes de que el
programa comience a correr.
- *Dtor()*:
+ *Dtor()*
libera todas las estructuras que utiliza el recolector.
-**Manipulación de raíces definidas por el usuario**
-
- *addRoot(p)*, *removeRoot(p)*, *rootIter(dg)*:
+Manipulación de raíces definidas por el usuario
+ *addRoot(p)*, *removeRoot(p)*, *rootIter(dg)*
agrega, remueve e itera sobre las raíces simples definidas por el
usuario.
- *addRange(pbot, ptop)*, *remove range(pbot)*, *rangeIter(dg)*:
+ *addRange(pbot, ptop)*, *remove range(pbot)*, *rangeIter(dg)*
agrega, remueve e itera sobre los rangos de raíces definidas por el
usuario.
-**Manipulación de indicadores**
-
- Cada bloque (*bin* en la terminología de la implementación del recolector)
- tiene ciertos indicadores asociados. Algunos de ellos pueden ser
- manipulados (indirectamente) por el usuario utilizando estas funciones:
-
- *getBits(pool, biti)*:
+Manipulación de indicadores
+ *getBits(pool, biti)*
obtiene los indicadores especificados para el bloque de índice ``biti``
en el *pool* ``pool``.
- *setBits(pool, biti, mask)*:
+ *setBits(pool, biti, mask)*
establece los indicadores especificados en ``mask`` para el bloque de
índice ``biti`` en el *pool* ``pool``.
- *clrBits(pool, biti, mask)*:
+ *clrBits(pool, biti, mask)*
limpia los indicadores especificados en ``mask`` para el bloque de
índice ``biti`` en el *pool* ``pool``.
+ Cada bloque (*bin* en la terminología de la implementación del recolector)
+ tiene ciertos indicadores asociados. Algunos de ellos pueden ser
+ manipulados (indirectamente) por el usuario utilizando las funciones
+ mencionadas arriba.
+
El parámetro ``mask`` debe ser una máscara de bits que puede estar
compuesta por la conjunción de los siguientes valores:
- *FINALIZE*:
+ *FINALIZE*
el objeto almacenado en el bloque tiene un destructor (indicador
*finals*).
- *NO_SCAN*:
+ *NO_SCAN*
el objeto almacenado en el bloque no contiene punteros (indicador
*noscan*).
- *NO_MOVE*:
+ *NO_MOVE*
el objeto almacenado en el bloque no debe ser movido [#dgcmove]_.
.. [#dgcmove] Si bien el recolector actual no tiene la capacidad de mover
fijar objetos apuntados desde algún segmento no conservativo (objeto
*pinned*).
-**Búsquedas**
-
- *findPool(p)*:
+Búsquedas
+ *findPool(p)*
busca el *pool* al que pertenece el objeto apuntado por ``p``.
- *findBase(p)*:
+ *findBase(p)*
busca la dirección base (el inicio) del bloque apuntado por ``p``
(``find_block()`` según la sección :ref:`dgc_algo_mark`).
- *findSize(p)*:
+ *findSize(p)*
busca el tamaño del bloque apuntado por ``p``.
- *getInfo(p)*:
+ *getInfo(p)*
obtiene información sobre el bloque apuntado por ``p``. Dicha
información se retorna en una estructura ``BlkInfo`` que contiene los
siguientes atributos: ``base`` (dirección del inicio del bloque),
``size`` (tamaño del bloque) y ``attr`` (atributos o indicadores del
bloque, los que se pueden obtener con ``getBits()``).
- *findBin(size)*:
+ *findBin(size)*
calcula el tamaño de bloque más pequeño que pueda contener un objeto de
tamaño ``size`` (``find_block_size()`` según lo visto en
:ref:`dgc_algo_alloc`).
-**Asignación de memoria**
-
- Recordar que la ``pooltable`` siempre se mantiene ordenada según la
- dirección de la primera página.
-
- *reserve(size)*:
+Asignación de memoria
+ *reserve(size)*
reserva un nuevo *pool* de al menos ``size`` bytes. El algoritmo nunca
crea un *pool* con menos de 256 páginas (es decir, 1 MiB).
- *minimize()*:
+ *minimize()*
minimiza el uso de la memoria retornando *pools* sin páginas usadas al
sistema operativo.
- *newPool(n)*:
+ *newPool(n)*
reserva un nuevo *pool* con al menos ``n`` páginas. Junto con
``Pool.initialize()`` es análoga a ``new_pool()``, solo que esta función
siempre incrementa el número de páginas a, al menos, 256 páginas (es
3 MiB y así sucesivamente hasta 8 MiB. A partir de ahí siempre crea
*pools* de 8 MiB o la cantidad pedida, si ésta es mayor.
- *Pool.initialize(n_pages)*:
+ *Pool.initialize(n_pages)*
inicializa un nuevo *pool* de memoria. Junto con ``newPool()`` es
análoga a ``new_pool()``. Mientras ``newPool()`` es la encargada de
calcular la cantidad de páginas y crear el objeto *pool*, esta función
atributo ``FINALIZE`` a un bloque, se inicializa el conjunto de bits
``finals`` de todo el *pool*.
- *allocPage(bin)*:
+ *allocPage(bin)*
asigna a una página libre el tamaño de bloque ``bin`` y enlaza los
nuevos bloques libres a la lista de libres correspondiente (análogo
a ``assign_page()``).
- *allocPages(n)*:
+ *allocPages(n)*
Busca ``n`` cantidad de páginas consecutivas libres (análoga
a ``find_pages(n)``).
- *malloc(size, bits)*:
+ *malloc(size, bits)*
asigna memoria para un objeto de tamaño ``size`` bytes. Análoga al
algoritmo ``new(size, attr)`` presentado, excepto que introduce además
un caché para no recalcular el tamaño de bloque necesario si se realizan
múltiples asignaciones consecutivas de objetos del mismo tamaño y que la
asignación de objetos pequeños no está separada en una función aparte.
- *bigAlloc(size)*:
+ *bigAlloc(size)*
asigna un objeto grande (análogo a ``new_big()``). La implementación es
mucho más compleja que la presentada en ``new_big()``, pero la semántica
es la misma. La única diferencia es que esta función aprovecha que
el caso en que no se liberaron suficientes páginas para asignar el
objeto grande y pasar directamente a crear un nuevo *pool*.
- *free(p)*:
+ *free(p)*
libera la memoria apuntada por ``p`` (análoga a ``delete()`` de la
sección anterior).
-**Recolección**
+ Recordar que la ``pooltable`` siempre se mantiene ordenada según la
+ dirección de la primera página.
- *mark(pbot, ptop)*:
- marca un rango de memoria. Este método es análogo al ``mark()``
- presentado en la sección :ref:`dgc_algo_mark` pero marca un rango
- completo de memoria, lo que permite que sea considerablemente más
- eficiente.
+Recolección
+ *mark(pbot, ptop)*
+ marca un rango de memoria. Este método es análogo al ``mark_range()``
+ presentado en la sección :ref:`dgc_algo_mark`.
- *fullcollectshell()*:
+ *fullcollectshell()*
guarda los registros en el *stack* y llama a ``fullcollect()``. El
algoritmo presentado en :ref:`dgc_algo_mark` es simbólico, ya que si los
registros se apilaran en el *stack* dentro de otra función, al salir de
- esta se volverían a desapilar, por lo tanto debe ser hecho en la misma
+ esta se volverían a des-apilar, por lo tanto debe ser hecho en la misma
función ``collect()`` o en una función que luego la llame (como en este
caso).
- *fullcollect(stackTop)*:
- realiza la recolección de basura. Es análoga a ``collect()`` pero
- considerablemente menos modularizada, todos los pasos se hacen
- directamente en esta función: marcado del *root set*, marcado iterativo
- del *heap*, barrido y reconstrucción de la lista de libres. Además
- devuelve la cantidad de páginas que se liberaron en la recolección, lo
- que permite optimizar levemente la función ``bigAlloc()``.
+ *fullcollect(stackTop)*
+ realiza la recolección de basura. Es análoga a ``collect()`` pero es
+ considerablemente menos modular, todos los pasos se hacen directamente
+ en esta función: marcado del *root set*, marcado iterativo del *heap*,
+ barrido y reconstrucción de la lista de libres. Además devuelve la
+ cantidad de páginas que se liberaron en la recolección, lo que permite
+ optimizar levemente la función ``bigAlloc()``.
Finalización
y proveer finalización asegurada puede ser muy deseable.
+.. _dgc_committed:
+
Memoria *encomendada*
^^^^^^^^^^^^^^^^^^^^^
El algoritmo actual divide un *pool* en dos áreas: memoria *encomendada*
-(*committed* en inglés) y *no-encomentada*. Esto se debe a que originalmente
+(*committed* en inglés) y *no-encomendada*. Esto se debe a que originalmente
el compilador de D_ DMD_ solo funcionaba en Microsoft Windows y este sistema
operativo puede asignar memoria en dos niveles. Por un lado puede asignar al
proceso un espacio de memoria (*address space*) pero sin asignarle la memoria
<gc_free_list>`), es relativamente sofisticada. El esquema de *pools*
y bloques permite disminuir considerablemente los problemas de *fragmentación*
de memoria y evita búsquedas de *huecos* que pueden ser costosas (como
-*best-fit* [#dgcbestfit]_) o desperdiciar mucho especio (como *first-fit*
+*best-fit* [#dgcbestfit]_) o desperdiciar mucho espacio (como *first-fit*
[#dgcfirstfit]_), logrando un buen equilibrio entre velocidad y espacio
desperdiciado.
Conjuntos de bits para indicadores
^^^^^^^^^^^^^^^^^^^^^^^^^^^^^^^^^^
-El algoritmo cláscio propone almacenar en la propia celda la marca (para la
+El algoritmo clásico propone almacenar en la propia celda la marca (para la
fase de marcado) y otros indicadores. El algoritmo del recolector actual
utiliza conjuntos de bits. Esto trae dos ventajas principales:
de información.
* Mejora la localidad de referencia, ya que los indicadores se escriben de
- forma muy compacta y en una región de memoria contígua que generalmente
+ forma muy compacta y en una región de memoria contigua que generalmente
puede entrar en el cache o en pocas páginas de memoria acelerando
considerablemente la fase de marcado.
+.. _dgc_debug:
+
+Herramientas para depuración
+^^^^^^^^^^^^^^^^^^^^^^^^^^^^
+
+El recolector provee algunas opciones para simplificar el diagnóstico
+y depuración de problemas, tanto del mismo recolector como del programa del
+usuario.
+
+Las opciones más importantes son:
+
+
+``MEMSTOMP``
+ Su función es escribir un patrón determinado de bits en todos los bytes de
+ un bloque de memoria según se haya:
+
+ * Pedido un bloque menor a una página (``0xF0``).
+ * Pedido un bloque mayor a una página (``0xF1``).
+ * Dejado de usar debido a un pedido de achicamiento de un bloque
+ (``0xF2``).
+ * Pedido más páginas debido a un pedido de agrandamiento de un bloque
+ (``0xF0``).
+ * Liberado intencionalmente por el usuario (``0xF2``).
+ * Barrido (``0xF3``).
+
+ Esto permite al diagnosticar un problema saber, por ejemplo, si un
+ determinado área de memoria fue recolectada recientemente, o liberada por
+ el usuario, o recién adquirida, etc. con tan solo ver si un patrón de bits
+ determinado está presente. Por supuesto puede existir *falsos positivos*
+ pero su probabilidad es lo suficientemente baja como para que sea útil en
+ la práctica.
+
+``SENTINEL``
+ Su función detectar errores producidos por escribir más allá (o antes) del
+ área de memoria solicitada y está implementado reservando un poco más de
+ memoria de la que pide el usuario, devolviendo un puntero a un bloque
+ ubicado dentro del bloque real reservado (en vez de al inicio) y finalmente
+ escribiendo un patrón de bits en los extremos del borde real (ver figura
+ :vref:`fig:sentinel`), de forma de poder verificar en distintas situación
+ (por ejemplo al barrer el bloque) que esas áreas de más con los patrones de
+ bits estén intactas. Esto permite detectar de forma temprana errores tanto
+ en el recolector como en el programa del usuario.
+
+ .. fig:: fig:sentinel
+
+ Esquema de un bloque cuando está activada la opción ``SENTINEL``.
+
+ .. aafig::
+ :textual:
+
+ | | | | |
+ +-- Palabra ---+-- Palabra ---+-- Tamaño bloque de usuario --+- Byte -+
+ | | | | |
+
+ +--------------+--------------+------------------------------+--------+
+ | "Tamaño del" | Pre | | Post |
+ | "bloque de" | | Bloque de usuario | |
+ | "usuario" | 0xF4F4F4F4 | | 0xF5 |
+ +--------------+--------------+------------------------------+--------+
+ A
+ |
+ Puntero devuleto ---/
+
+Ambas opciones son seleccionables sólo en tiempo de compilación del
+recolector, por lo que su utilidad real, al menos para el usuario, se ve
+severamente reducida.
+
.. _dgc_bad:
A continuación se presentan los principales problemas encontrados en la
implementación actual del recolector de basura de D_. Estos problemas surgen
-principalmente de la observación del código y de aproximadamente 3 años de
+principalmente de la observación del código y de aproximadamente tres años de
participación y observación del grupo de noticias, de donde se obtuvieron los
principales problemas percibidos por la comunidad que utiliza el lenguaje.
+.. _dgc_bad_code:
+
Complejidad del código y documentación
^^^^^^^^^^^^^^^^^^^^^^^^^^^^^^^^^^^^^^
El análisis del código fue muy complicado debido a la falta de documentación
y desorganización del código. Además se nota que el recolector ha sido escrito
en una fase muy temprana y que a ido evolucionando a partir de ello de forma
-desprolija y sin ser rescrito nunca para aprovechar las nuevas características
+descuidada y sin ser rescrito nunca para aprovechar las nuevas características
que el lenguaje fue incorporando (por ejemplo *templates*).
Estos dos problemas (código complicado y falta de documentación) producen un
``new_big()`` presentada en :ref:`dgc_algo_alloc`.
Además, como se comentó en la sección anterior, los algoritmos en la
-implementación real están considerablemente menos modularizados que los
-presentados en la sección :ref:`dgc_algo`. Por ejemplo, la función
-``fullcollect()`` son 300 líneas de código.
+implementación real son considerablemente menos modulares que los presentados
+en la sección :ref:`dgc_algo`. Por ejemplo, la función ``fullcollect()`` son
+300 líneas de código.
Memoria *encomendada*
Precisión
^^^^^^^^^
-Este fue historicamente uno de los problemas principales del recolector de D_
+Este fue históricamente uno de los problemas principales del recolector de D_
[NGD46407]_ [NGD35364]_. Sin embargo, desde que, en la versión 1.001, se ha
incorporado la capacidad de marcar un bloque como de datos puros (no contiene
punteros, el atributo ``NO_SCAN``) [NGA6842]_, la gravedad de esos problemas ha
-disminuído considerablemente, aunque siguieron reportándose problemas más
+disminuido considerablemente, aunque siguieron reportándose problemas más
esporádicamente [NGD54084]_ [NGL13744]_.
De todas maneras queda mucho lugar para mejoras, y es un tema recurrente en el
grupo de noticias de D_ y se han discutido formas de poder hacer que, al menos
-el *heap* sea preciso [NGD44607]_ [NGD29291]_. Además se mostro un interés
+el *heap* sea preciso [NGD44607]_ [NGD29291]_. Además se mostró un interés
general por tener un recolector más preciso [NGDN87831]_, pero no han habido
avances al respecto.
Referencias débiles
^^^^^^^^^^^^^^^^^^^
El recolector actual no dispone de soporte de *referencias débiles*
-[#dgcweakref]_, sin embargo hay una demanda [NGD86840]_ [NGD13301]_ [NGL8264]_
-[NGD69761]_ [NGD74624]_ [NGD88065]_
+[#dgcweakref]_, sin embargo hay una demanda apreciable [NGD86840]_ [NGD13301]_
+[NGL8264]_ [NGD69761]_ [NGD74624]_ [NGD88065]_.
.. [#dgcweakref] Una referencia débil (o *weak reference* en inglés) es
aquella que que no protege al objeto referenciado de ser reciclado por el
Para cubrir esta demanda, se han implementado soluciones como biblioteca para
suplir la inexistencia de una implementación oficial [NGA9103]_.
-Sin embargo éstas son en general poco robustas y extremadamente dependientes
+Sin embargo éstas son en general poco robustas, extremadamente dependientes
de la implementación del recolector y, en general, presentan problemas muy
sutiles [NGD88065]_. Por esta razón se ha discutido la posibilidad de incluir
la implementación de *referencias débiles* como parte del lenguaje
Además se ha mostrado un interés por tener un nivel de concurrencia aún mayor
en el recolector, para aumentar la concurrencia en ambientes *multi-core* en
general pero en particular para evitar grandes pausas en programas con
-requerimientos de tiempo real, historicamente una de las principales críticas
+requerimientos de tiempo real, históricamente una de las principales críticas
al lenguaje [NGDN87831]_ [NGL3937]_ [NGD22968]_ [NGA15246]_ [NGD5622]_
[NGD2547]_ [NGD18354]_.
Además los objetos pueden ser finalizados tanto determinísticamente
(utilizando ``delete`` o ``scope``; ver secciones :ref:`d_low_level`
-y :ref:`d_dbc`) como no deterministicamente (cuando son finalizados por el
+y :ref:`d_dbc`) como no determinísticamente (cuando son finalizados por el
recolector). En el primer caso se puede, por ejemplo, acceder sus atributos
u otra memoria que se conozca *viva*, mientras que en el segundo no. Sin
embargo un destructor no puede hacer uso de esta distinción, haciendo que la
finalización determinística tenga a fines prácticos las mismas restricciones
-que la finalización no deterministica. Es por esto que se ha sugerido permitir
+que la finalización no determinística. Es por esto que se ha sugerido permitir
al destructor distinguir estos dos tipos de finalización [NGD89302]_.
Eficiencia
^^^^^^^^^^
-La eficiencia en general del recolector es una de las críticas frecuentes. Si
+El rendimiento en general del recolector es una de las críticas frecuentes. Si
bien hay muchos problemas que han sido resueltos, en especial por la inclusión
de un mínimo grado de precisión en la versión 1.001, en la actualidad se
siguen encontrando en el grupo de noticias críticas respecto a esto
[NGD43991]_ [NGD67673]_ [NGD63541]_ [NGD90977]_.
-La principal causa de la ineficiencia del recolector actual es, probablemente,
-lo simple de su algoritmo principal de recolección. Más allá de una
-organización del *heap* moderadamente apropiada y de utilizar conjuntos de
+La principal causa del bajo rendimiento del recolector actual es,
+probablemente, lo simple de su algoritmo principal de recolección. Más allá de
+una organización del *heap* moderadamente apropiada y de utilizar conjuntos de
bits para la fase de marcado, el resto del algoritmo es casi la versión más
básica de marcado y barrido. Hay mucho lugar para mejoras en este sentido.
+Configurabilidad
+^^^^^^^^^^^^^^^^
+Si bien el recolector actual tiene algunas características configurables,
+todas son seleccionables sólo en tiempo de compilación del recolector (no del
+programa del usuario), como por ejemplo las opciones descriptas en
+:ref:`dgc_debug`. Por lo tanto, a nivel práctico, es como si no tuviera
+posibilidad alguna de ser configurado por el usuario, ya que no es parte del
+ciclo de desarrollo normal el recompilar el recolector o *runtime* de un
+lenguaje.
+
+Dado que es imposible que un recolector sea óptimo para todo tipo de
+programas, es muy deseable permitir una configuración de parámetros del
+recolector que permitan al usuario ajustarlo a las necesidades particulares de
+sus programas.
+
+
+.. _dgc_bad_ocup:
+
+Factor de ocupación del *heap*
+^^^^^^^^^^^^^^^^^^^^^^^^^^^^^^
+Otro problema potencialmente importante del recolector actual es que no se
+tiene ningún cuidado con respecto a que, luego de una recolección, se haya
+recuperado una buena parte del *heap*. Por lo tanto, en casos extremos, el
+recolector tiene que hacer una recolección por cada petición de memoria, lo
+que es extremadamente ineficiente.
+
+Para evitar esto, habría que usar algún esquema para evaluar cuando una
+recolección no fue lo suficientemente *exitosa* y en ese caso pedir más
+memoria al sistema operativo.
+
+
Detalles
^^^^^^^^
Finalmente hay varios detalles en la implementación actual que podrían
mejorarse:
-Listas de libres:
+Listas de libres
hay 12 listas de libres, como para guardar bloques de tamaño de ``B_16``
a ``B_2048``, ``B_PAGE``, ``B_PAGEPLUS``, ``B_UNCOMMITTED`` y ``B_FREE``;
sin embargo solo tienen sentido los bloques de tamaño ``B_16``
a ``B_2048``, por lo que 4 de esas listas no se utilizan.
-Conjuntos de bits para indicadores:
+Conjuntos de bits para indicadores
los indicadores para la fase de marcado y otras propiedades de un bloque
son almacenados en conjuntos de bits que almacenan los indicadores de todos
los bloques de un *pool*. Si bien se ha mencionado esto como una ventaja,
objeto grande; lo que equivaldría al 2560 objetos de 16 bytes
desperdiciados en bits inutilizados).
-Repetición de código:
- Hay algunos fragmentos de código repetidos inecesariamente. Por ejemplo en
+Repetición de código
+ Hay algunos fragmentos de código repetidos innecesariamente. Por ejemplo en
varios lugares se utilizan arreglos de tamaño variable que se implementan
repetidas veces (en general como un puntero al inicio del arreglo más el
tamaño actual del arreglo más el tamaño de la memoria total asignada
actualmente). Esto es propenso a errores y difícil de mantener.
-Uso de señales:
+Uso de señales
el recolector actual utiliza las señales del sistema operativo ``SIGUSR1``
y ``SIGUSR2`` para pausar y reanudar los hilos respectivamente. Esto
- puede traer incovenientes a usuarios que desean utilizar estas
+ puede traer inconvenientes a usuarios que desean utilizar estas
señales en sus programas (o peor aún, si interactúan con bibliotecas
de C que hacen uso de estas señales) [NGD5821]_.
-Marcado iterativo:
+Marcado iterativo
si bien esto se mencionó como algo bueno del recolector actual, es un
compromiso entre tiempo y espacio, y puede ser interesante analizar otros
métodos para evitar la recursión que no requieran tantas pasadas sobre el
*heap*.
+
+.. Esto sería muy similar a la sección de "Recolección de basura) pero en
+ vez de ir describiendo los algoritmos iría comentando por qué los tomo
+ o descarto
+ ESTADO: INCOMPLETO
+
+
+.. _dgc_via:
+
+Análisis de viabilidad
+----------------------------------------------------------------------------
+
+Ya conociendo el lenguaje de programación D_ (con sus necesidades
+particulares), el estado del arte en recolección de basura y el recolector
+actual de D_ es posible evaluar la viabilidad de los distintos algoritmos
+vistos en el capítulo :ref:`gc`. Se recuerda que dentro del análisis de
+viabilidad de considera de gran importancia la viabilidad social y política de
+la mejora, es decir, se presta particular atención en encontrar una mejora que
+tenga una buena probabilidad de ser aceptada por la comunidad de D_.
+
+
+.. _dgc_via_classic:
+
+Algoritmos clásicos
+~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~
+
+En esta sección se presenta un análisis de los :ref:`algoritmos clásicos
+<gc_classic>`, de forma de poder analizar a grandes rasgos las principales
+familias para ir determinando la dirección principal de la solución.
+
+
+.. _dgc_via_rc:
+
+Conteo de referencias
+^^^^^^^^^^^^^^^^^^^^^
+Ya se ha propuesto en el pasado la utilización de conteo de referencias en D_
+pero no se ha demostrado un interés real, más allá de soluciones en
+bibliotecas [NGD38689]_. Las razones para no utilizar conteo de referencia son
+más o menos las mismas que las desventajas mencionadas en la sección
+:ref:`gc_rc` (en el capítulo :ref:`gc`), siendo la principal la incapacidad de
+recolectar ciclos. Sin embargo hay otras razones importantes.
+
+Una de ellas es la inter-operatividad con C. El utilizar un contador de
+referencias requiere la manipulación del contador por parte del código C con
+el que se interactúe. Si bien este problema ya está presente si código
+C guarda un puntero a un objeto almacenado en el *heap* del recolector de D_
+en el *heap* de C (es decir, en una celda de memoria asignada por
+``malloc()``), esto es poco común. Sin embargo, mientras que una función de
+C se está ejecutando, es extremadamente común que pueda almacenar en el
+*stack* una referencia a un objeto de D_ y en ese caso el recolector actual
+puede manejarlo (mientras la función de C esté corriendo en un hilo creado por
+D_). Sin embargo al usar un conteo de referencias esto es más problemático, ya
+que no se mantiene la invariante del algoritmo si no son actualizados siempre
+los contadores.
+
+Otro problema es que al liberarse una celda, existe la posibilidad de tener
+que liberar todo el sub-grafo conectado a ésta. Cuando este sub-grafo es
+grande, se puede observar una gran pausa.
+
+Si bien estas razones son suficientes como para considerar que el conteo de
+referencias no es un algoritmo que sea viable en D_, hay muchas técnicas
+y optimizaciones para minimizarlas (como liberación perezosa, conteo de
+referencias pospuesto, etc. [JOLI96]_). Sin embargo hay otra razón importante
+que descarta esta familia de algoritmos ya que todas las variaciones de conteo
+de referencias implican, en mayor o menor medida, el entrelazado del trabajo
+del recolector con el del *mutator*. Si bien esta es una característica en
+general muy deseable (porque hace que el recolector sea :ref:`incremental
+<gc_inc>`), en D_ no lo es porque tiene como requerimiento no hacer pagar el
+precio de cosas que no se usan. En D_ debe ser posible no utilizar el
+recolector de basura y, al no hacerlo, no tener ningún tipo de trabajo extra
+asociado a éste. De usarse conteo de referencias esto no sería posible.
+
+Si bien este requerimiento puede ser discutible técnicamente, hay una gran
+resistencia social y política ante cualquier tipo de recolector que imponga
+una penalización de rendimiento a alguien que no quiera usarlo [NGD38689]_.
+Además requiere un cambio complejo y profundo en el compilador, siendo éste
+uno de los eslabones con mayor resistencia a introducir cambios.
+
+Por lo tanto se concluye que el conteo de referencias no es un algoritmo
+viable para este trabajo.
+
+
+.. _dgc_via_mark_sweep:
+
+Marcado y barrido
+^^^^^^^^^^^^^^^^^
+El marcado y barrido es un algoritmo evidentemente viable debido a que es la
+base del algoritmo del recolector de basura actual.
+
+En general en la comunidad de D_ no hay mayores críticas al marcado y barrido
+en sí, si no más bien a problemas asociados a la implementación actual,
+principalmente a las grandes pausas o la falta de :ref:`precisión
+<gc_conserv>` [NGD54084]_ [NGL13744]_ [NGD44607]_ [NGD29291]_ [NGDN87831]_
+[NGDN87831]_ [NGL3937]_ [NGD22968]_ [NGA15246]_ [NGD5622]_ [NGD2547]_
+[NGD18354]_.
+
+Esta familia de algoritmos se adapta bien a los requerimientos principales de
+D_ en cuanto a recolección de basura (ver :ref:`dgc_needs`), por ejemplo
+permite recolectar de forma conservativa, no impone un *overhead* a menos que
+se utilice el recolector, permite liberar memoria manualmente, se adapta de
+forma simple para soportar punteros *interiores* y permite finalizar objetos
+(con las limitaciones mencionadas en :ref:`dgc_prob_final`).
+
+Sin embargo muchas de las limitaciones del recolector actual (ver
+:ref:`dgc_bad`), no son inherentes al marcado y barrido, por lo que aún
+conservando la base del algoritmo, es posible realizar una cantidad de mejoras
+considerable.
+
+Una de las principales mejoras que pueden realizarse es hacer al recolector
+:ref:`concurrente <gc_concurrent>` y parcialmente más :ref:`preciso
+<gc_conserv>`. Estas dos mejoras solamente alcanzarían para mejorar de forma
+notable el tiempo de pausa en las recolecciones y la cantidad de memoria
+retenida debido a falsos positivos.
+
+Más adelante veremos detalles sobre algunos de estos aspectos y sobre algunos
+algoritmos particulares que permiten hacer concurrente al recolector actual.
+
+
+Copia de semi-espacio
+^^^^^^^^^^^^^^^^^^^^^
+La copia de semi-espacio, al igual que cualquier otro tipo de recolector con
+movimiento, requiere (en la mayoría de los casos) disponer de una
+:ref:`precisión <gc_conserv>` casi completa. Las celdas para las cuales hay
+alguna referencia que no es precisa no pueden ser movidas, ya que al no estar
+seguros que la referencia sea tal, ésta no puede ser actualizada con la
+dirección de la nueva ubicación de la celda movida porque de no ser una
+referencia se estarían alterando datos del usuario, corrompiéndolos.
+
+Es por esto que si el recolector no es mayormente preciso, las celdas que
+pueden ser movidas son muy pocas y, por lo tanto, se pierden las principales
+ventajas de esta familia de recolectores (como la capacidad de asignar nueva
+memoria mediante *pointer bump allocation*).
+
+Este aumento de precisión, sin embargo, es bastante realizable. Es posible, en
+teoría, hacer que al menos el *heap* sea preciso, aunque es discutible si en
+la práctica es aceptable el *overhead* en espacio necesario para almacenar la
+información del tipo de una celda. Esto se analiza en más detalle al evaluar
+la recolección precisa en la siguiente sección.
+
+Si bien las principales herramientas para que sea viable un recolector por
+copia de semi-espacio están disponibles en D_ (como la posibilidad de hacer
+*pinning* the celdas o el potencial incremento de precisión), este lenguaje
+nunca va a poder proveer precisión total, haciendo que no sea posible
+implementar un recolector por copia de semi-espacio puro. Siempre habrá que
+disponer un esquema híbrido para poder manejar las celdas que no puedan
+moverse, incrementado mucho la complejidad del recolector.
+
+Si bien un esquema híbrido es algo técnicamente posible, nuevamente la
+resistencia social a un cambio de esta envergadura es de importancia
+suficiente como para inclinarse por una solución menos drástica.
+
+
+.. _dgc_via_art:
+
+Principales categorías del estado del arte
+~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~
+
+En esta sección se realiza un análisis de la viabilidad de las principales
+categorías de recolectores según se presentaron en la sección :ref:`gc_art`.
+
+Recolección directa / indirecta
+^^^^^^^^^^^^^^^^^^^^^^^^^^^^^^^
+Como se ha visto al analizar el conteo de referencias, lo más apropiado para
+D_ pareciera ser continuar con el esquema de recolección indirecta, de forma
+tal de que el precio de la recolección solo deba ser pagado cuando el
+*mutator* realmente necesita del recolector. Es por esto que no parece ser una
+opción viable introducir recolección directa en este trabajo.
+
+
+Recolección incremental
+^^^^^^^^^^^^^^^^^^^^^^^
+La recolección incremental puede ser beneficiosa para D_, dado que puede
+servir para disminuir el tiempo de pausa del recolector. Sin embargo, en
+general es necesario instrumentar el *mutator* para reportar cambios en el
+grafo del conectividad al recolector. Además puede contar con los mismos
+problemas que la recolección directa, puede hacer que el usuario tenga que
+pagar el precio de la recolección, incluso cuando no la necesita, si por cada
+asignación el recolector realiza parte de una recolección que no fue
+solicitada.
+
+Recolección concurrente / paralela / *stop-the-world*
+^^^^^^^^^^^^^^^^^^^^^^^^^^^^^^^^^^^^^^^^^^^^^^^^^^^^^
+El recolector actual es *stop-the-world*, sin embargo esta es una de las
+principales críticas que tiene. El recolector se podría ver beneficiado de
+recolección paralela, tanto para realizar la recolección más velozmente en
+ambientes multi-procesador, como para disminuir el tiempo de pausa. Sin
+embargo, el hecho de que todos los hilos se pausen para realizar parte del
+trabajo del recolector puede ser contraproducente para programas *real-time*
+que pretendan usar un hilo que no sufra de la latencia del recolector,
+asegurando que nunca lo use (aunque se podrían ver esquemas para ajustarse
+a estas necesidades).
+
+En general los recolectores concurrentes necesitan también instrumentar el
+*mutator* para reportar cambios en el grafo de conectividad al recolector,
+como sucede con la recolección directa o incremental, sin embargo hay
+algoritmos que no tienen este requerimiento, utilizando servicios del sistema
+operativo para tener una *fotografía* de la memoria para que la fase de
+marcado pueda realizarse sin perturbar al *mutator* ni requerir de su
+cooperación [RODR97]_. Este tipo de algoritmos serían un buen candidato para
+D_, dado que requiere pocos cambios y es transparente al *mutator*.
+
+
+Recolección conservativa / precisa
+^^^^^^^^^^^^^^^^^^^^^^^^^^^^^^^^^^
+Si bien D_ puede proveer al recolector de basura información de tipos para los
+objetos almacenados en el *heap*, todo recolector para D_ deberá soportar
+cierto grado de recolección conservativa (ver :ref:`gc_conserv`), debido a las
+siguientes razones:
+
+* Si bien D_ podría incorporar información de tipos para el *stack*
+ (utilizando, por ejemplo, la técnica de *shadow stack* [HEND02]_), para
+ poder interactuar con C/C++, el recolector debe poder interpretar los *stack
+ frames* [#dgcstackframe]_ de estos lenguajes, que no disponen de información
+ de tipos.
+
+* Los registros del procesador tienen un problema similar, con la diferencia
+ de que el costo de implementar algo similar a *shadow stack* para los
+ registros sería impracticable, más allá de que exista la misma limitación
+ que con el *stack* para poder interactuar con C/C++.
+
+* D_ soporta uniones (ver :ref:`d_low_level`). Para una unión es imposible
+ determinar si un campo es un puntero o no. Por ejemplo::
+
+ union U {
+ size_t x;
+ void* p;
+ }
+
+ Aquí el recolector no puede saber nunca si el valor almacenado será un
+ ``size_t`` o un ``void*``, por lo tanto deberá tratar **siempre** esa
+ palabra de forma conservativa (es decir, interpretarla como un *posible*
+ puntero). Este requerimiento puede ser relajado si el usuario proveyera
+ alguna forma de determinar que tipo está almacenando la unión en un
+ determinado momento. Sin embargo el costo de pedir al usuario este tipo de
+ restricción puede ser muy alto.
+
+Sin embargo, ya hay un trabajo relacionado avanzando en este sentido, que
+agrega precisión al marcado del *heap*. David Simcha comienza con este trabajo
+explorando la posibilidad de agregar precisión parcial al recolector,
+generando información sobre la ubicación de los punteros para cada tipo
+[DBZ3463]_. Su trabajo se limita a una implementación a nivel biblioteca de
+usuario y sobre `D 2.0`_. Desafortunadamente su trabajo pasa desapercibido
+por un buen tiempo.
+
+Sin embargo un tiempo después Vincent Lang (mejor conocido como *wm4* en la
+comunidad de D_), retoma este trabajo, pero modificando el compilador DMD_
+y trabajando con `D 1.0`_ y Tango_. Es por esto que el aumento de precisión
+parece ser un área fértil para este trabajo, en particular si se colabora con
+el trabajo realizado por David y Vincent.
+
+.. [#dgcstackframe] Un *stack frame* (*marco de la pila* en castellano),
+ también conocido como *activation record* (o *registro de activación* en
+ castellano) es una estructura de datos dependiente de la arquitectura que
+ contiene información del estado de una función, incluyendo, por ejemplo,
+ sus variables locales, parámetros y dirección de retorno.
+
+
+Recolección con movimiento de celdas
+^^^^^^^^^^^^^^^^^^^^^^^^^^^^^^^^^^^^
+Esta posibilidad ya se ha discutido al analizar la posibilidad de utilizar
+recolección con copia de semi-espacios. El trabajo mencionado en la sub-sección
+anterior agrega información suficiente como poder diferenciar que celdas se
+pueden mover y cuales no, sin embargo queda como incógnita qué proporción de
+celdas deben permanecer inmovilizadas como para evaluar si un cambio tan
+grande puede rendir frutos o no.
+
+A priori, pareciera que la relación cantidad y complejidad de cambios sobre
+beneficios potenciales no fuera muy favorable a esta mejora.
+
+
+Lista de libres / *pointer bump allocation*
+^^^^^^^^^^^^^^^^^^^^^^^^^^^^^^^^^^^^^^^^^^^
+Como consecuencia de los puntos anteriores, no es técnicamente posible
+realizar *pointer bump allocation* pura en D_. Al haber objetos *pinned*,
+siempre es necesario o bien contar con una lista de libres, o detectar
+*huecos* en un esquema de *pointer bump allocation*. Es por esto que parece
+ser más viable conservar el esquema de listas de libres.
+
+Esta mejora también entra en la categoría de opciones viables pero cuya
+complejidad no parece valer la pena dada la limitada utilidad que se espera
+dadas las particulares características de D_ en cuanto a precisión de
+información de tipos de *stack*, uniones, etc.
+
+
+Recolección por particiones / generacional
+^^^^^^^^^^^^^^^^^^^^^^^^^^^^^^^^^^^^^^^^^^
+Una vez más la recolección por particiones, en particular la generacional,
+requiere de la instrumentación del *mutator* para comunicar cambios en el
+grafo de conectividad al recolector, por lo que es poco viable. Aunque existen
+algoritmos que no necesitan este tipo de comunicación dado que está
+garantizado que no existan conexiones entre celdas de las distintas
+particiones, requiere grandes cambios en el compilador y realizar análisis
+estático bastante complejo [HIRZ03]_. Además al ser D_ un lenguaje de bajo
+nivel, es muy difícil garantizar que estas conexiones inter-particiones no
+puedan existir realmente; y de poder lograrlo, podría ser demasiado
+restrictivo.
+
+
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-.. vim: set ts=3 sts=3 sw=3 et tw=78 :
+.. vim: set ts=3 sts=3 sw=3 et tw=78 spelllang=es :
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