de recolección de basura en dicho lenguaje (se explica por qué las
particularidades descriptas en la sección anterior complican la
recolección de basura y cuales son las que más molestan).
- ESTADO: TERMINADO
+ ESTADO: TERMINADO, CORREGIDO
.. _dgc:
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
*pool*.
*pages*:
- bloque de memoria contíguo de tamaño ``PAGE_SIZE * number_of_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``:
^^^^^^^^^^^^^^^
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
foreach thread in threads
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
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
mark(pointer)
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*.
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
block = find_block_with_size(block_size)
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
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::
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_.
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.
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
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()``.
+ 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
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.
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.
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.
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.
mejorarse:
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.
+ 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:
- 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, hay
- lugar todavía como para algunas mejoras. Como un *pool* tiene páginas con
- distintos tamaños de bloque, se reserva una cantidad de bits igual a la
- mayor cantidad posible de bloques que puede haber en el *pool*; es decir, se
- reserva 1 bit por cada 16 bytes del *pool*. Para un *pool* de 1 MiB (tamaño
- mínimo), teniendo en cuenta que se utilizan 5 conjuntos de bits (``mark``,
- ``scan``, ``finals``, ``freebits`` y ``noscan``), se utilizan 40 KiB de
- memoria para conjuntos de bits (un 4% de *desperdicio* si, por ejemplo, ese
- *pool* estuviera destinado por completo a albergar un solo objeto grande; lo
- que equivaldría al 2560 objetos de 16 bytes desperdiciados en bits
- inutilizados).
+ 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,
+ hay lugar todavía como para algunas mejoras. Como un *pool* tiene páginas
+ con distintos tamaños de bloque, se reserva una cantidad de bits igual a la
+ mayor cantidad posible de bloques que puede haber en el *pool*; es decir,
+ se reserva 1 bit por cada 16 bytes del *pool*. Para un *pool* de 1 MiB
+ (tamaño mínimo), teniendo en cuenta que se utilizan 5 conjuntos de bits
+ (``mark``, ``scan``, ``finals``, ``freebits`` y ``noscan``), se utilizan 40
+ KiB de memoria para conjuntos de bits (un 4% de *desperdicio* si, por
+ ejemplo, ese *pool* estuviera destinado por completo a albergar un solo
+ 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
+ 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
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]_.
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