Kapitel 8 Speicherverwaltung

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1 Kapitel 8 Speicherverwaltung
RW-Systemarchitektur Kap. 8

2 Überblick Betriebssysteme
6 Einführung 7 Prozesse, Fäden (threads), Scheduling 8. Speicherverwaltung 8.1 Anforderungen an die Speicherverwaltung 8.2 Grundlegende Methoden der Speicherverwaltung 8.2.1 Partitionierung 8.2.2 Verlagerung 8.2.3 Seitenadressierung und Seitenaustausch 8.2.4 Segmentierung 8.2.5 Seiten und Segmente 9. Dateisysteme 10. Ein- und Ausgabe Nebenläufigkeit und wechselseitiger Ausschluss – Inhalt der Vorlesung „Nebenläufige Programmierung“ Deadlocks - dito RW-Systemarchitektur Kap. 8

3 8 Speicherverwaltung Speicherverwaltung:
Aufteilung des verfügbaren Hauptspeichers zwischen Betriebssystem verschiedenen Prozessen Speicherverwaltung erfordert enges Zusammenspiel von Hardware und Betriebssystem. Hardwareaspekte (virtueller Speicher): kurz in Kapitel 4 behandelt Jetzt: Betriebssystemaspekte Ausführliche Behandlung des Zusammenspiels Hardware / Betriebssystem RW-Systemarchitektur Kap. 8

4 Befehle/Adressen/./Operanden
Speicher Funktion – Aufbewahrung für Programme und Daten Organisation – meist eine “Hierarchie” oben Besitzer/Verwalter Größe Inhalte/Struktur schnell, klein CPU-Register Cache Befehle/Adressen/./Operanden Programm 1-8 Bytes Cache Controller Blöcke 8-128 Bytes Speicher Seiten Betriebssystem 512-4K bytes Festplatte Dateien Bnutzer/Operator Mbytes langsam, groß Band unten RW-Systemarchitektur Kap. 8

5 8.1 Anforderungen an die Speicherverwaltung
Anforderungen an die Speicherverwaltung von der Betriebssystemseite Bereitstellung von Speicher für Betriebssystem und Prozesse Ziel wg. Mehrprogrammbetrieb (Multiprogramming): Möglichst viele Prozesse im Speicher vorhanden Anforderungen nach Lister/Eager: Fundamentals of Operating Systems Verlagerbarkeit (relocatability) Schutz (protection) Gemeinsame Nutzung (sharing) Logische Organisation Physikalische Organisation RW-Systemarchitektur Kap. 8

6 Verlagerung (relocation)
Motivation: Mehrere Prozesse gleichzeitig im System Auslagern und Wiedereinlagern ganzer Prozesse aus dem Hauptspeicher ermöglichen Ort der Einlagerung zum Zeitpunkt der Programmentwicklung / Programmübersetzung unbekannt! Bindung an alten Ort beim Wiedereinlagern sehr ungünstig! ) Problem: Speicherreferenzen innerhalb des Programms: Absolute Sprungbefehle Datenzugriffsbefehle RW-Systemarchitektur Kap. 8

7 Verlagerung (relocation)
Beginn Prozesskontrollinformationen Prozesskontrollblock Einsprungstelle ins Programm Sprung-befehl Programm Zunehmende Adresswerte Programmende Referenz auf Daten Daten Übersetzung der Speicherreferenzen im Programmcode in physikalische Speicheradressen durch Prozessorhardware Betriebssystemsoftware Ausnahme: Paging mit virtuellem Speicher (einfacher Fall ohne dynamisch gebundene Module) RW-Systemarchitektur Kap. 8

8 Schutz (Protection) Schutz von Prozessen gegen beabsichtigte oder unbeabsichtigte Störungen durch andere Prozesse  Überprüfung aller Speicherzugriffe Schwierigkeit: Effektive Adresse (berechnet aus Registerinhalten und Offsets z.B. d(An, Ix) ) nicht zur Übersetzungszeit eines Programms überprüfbar. Grund: effektive Adressen werden erst zur Ausführungszeit berechnet (dynamische) Verlagerung ) Dynamische Überprüfung nötig, braucht Hardwareunterstützung, wird zusammen mit Verlagerung gelöst. RW-Systemarchitektur Kap. 8

9 Gemeinsame Nutzung (Sharing)
Gemeinsame Nutzung = kontrollierter Zugriff mehrerer Prozesse auf gemeinsam genutzte Bereiche des Speichers Anwendungsbeispiele: Ausführung des gleichen Programms durch eine Reihe von Prozessen ) Code nur einmal im Speicher Benutzung gemeinsamer Module (z.B. dynamisch gelinkte Bibliotheken) Kooperation von Prozessen über gemeinsam genutzten Datenspeicher („shared memory“) RW-Systemarchitektur Kap. 8

10 Logische Organisation
Programm A Hauptspeicher ist lineares Feld von Bytes (Wörtern) Dagegen: Logischer Aufbau großer Programme: Sammlung verschiedener Module Unabhängig übersetzt; Referenzen erst zur Laufzeit aufgelöst Verschiedene Module mit verschiedenem Schutz (z. B. nur lesen / ausführen) Gemeinsame Nutzung von Modulen durch verschiedene Prozesse Z.B. auch dynamisch gebundene Bibliotheken Betriebssystem muss mit Modulen umgehen können. Programm B Daten Code schreib- geschützt RW-Systemarchitektur Kap. 8

11 Physikalische Organisation
Hier betrachtet: 2 Ebenen: Hauptspeicher (schnell, teuer, flüchtig) Hintergrundspeicher (langsam, billig, nicht flüchtig) Grundproblem: Organisation des Informationsflusses zwischen Haupt- und Sekundärspeicher Prinzipiell möglich: in Verantwortung des Programmierers Aufwändig, erschwert durch Mehrprogrammbetrieb (multiprogramming) Deshalb: Verwaltung durch das Betriebssystem Hauptspeicher Sekundärspeicher - Festplatte RW-Systemarchitektur Kap. 8

12 8.2 Grundlegende Methoden der Speicherverwaltung
Partitionierung Für Speicheraufteilung zwischen verschiedenen Prozessen eher veraltetes Konzept Betriebssysteminterne Nutzung von Partitionierung Paging Aufteilung des Adressraums in Seiten und virtuelle Adressen Kombiniert mit Seitenaustausch Segmentierung Einfache Segmentierung Kombiniert mit Konzept des virtuellen Speichers RW-Systemarchitektur Kap. 8

13 8.2.1 Partitionierung Partitionierung: Verschiedene Varianten:
Aufteilung des Speichers in Bereiche mit festen Grenzen Fester, zusammenhängender Teil des Hauptspeichers für Betriebssystem Pro Prozess ein zusammenhängender Teil des Speichers Verschiedene Varianten: Statische Partitionierung Dynamische Partitionierung Buddy-Verfahren Probleme: Speicherverschnitt/Fragmentierung interne Fragmentierung – innerhalb der zugeteilten Speicherbereiche externe Fragmentierung – außerhalb der zugeteilten Speicherbereiche RW-Systemarchitektur Kap. 8

14 Statische Partitionierung (1)
Einteilung des Speichers in feste Anzahl von Partitionen 2 Varianten: Alle Partitionen mit gleicher Länge Partitionen mit unterschiedlicher Länge Betriebssystem 8 Mbyte Betriebssystem 8 Mbyte 2 Mbyte 8 Mbyte 2 Mbyte 4 Mbyte 8 Mbyte 8 Mbyte 8 Mbyte 12 Mbyte 8 Mbyte 8 Mbyte 16 Mbyte 8 Mbyte RW-Systemarchitektur Kap. 8

15 Statische Partitionierung (2)
Probleme: Programm zu groß für Partition ) Programmerstellung mit Overlays nötig (aufwändig und fehleranfällig!) Interne Fragmentierung: Platzverschwendung, wenn Programm kleiner als Größe der zugeordneten Partition Fest vorgegebene Anzahl von Prozessen im Speicher Bei Laden von Prozessen in den Speicher: evtl. Auslagern von anderen Prozessen Zuweisung von Partitionen an Prozesse: Bei Bereichen mit gleicher Länge: trivial Bei Bereichen mit variabler Länge: Kleinste verfügbare Partition die gerade noch ausreicht? Wenn Speicherbedarf nicht feststellbar, dann helfen nur Overlays oder virtueller Speicher! RW-Systemarchitektur Kap. 8

16 Dynamische Partitionierung (1)
Einteilung des Speichers in Partitionen variabler Länge und variabler Anzahl Prozesse erhalten exakt passende Speicherbereiche Ein- und Auslagern führt zu externer Fragmentierung! (vgl. auch Kapitel Dateisysteme) RW-Systemarchitektur Kap. 8

17 Dynamische Partitionierung (2)
BS, 8 MB BS, 8 MB BS, 8 MB BS, 8 MB Prozess1 20 MB Prozess1 20 MB Prozess1 20 MB Prozess 2 14 MB Prozess 2 14 MB 56 MB 36 MB Prozess 3 18 MB 22 MB 4 MB BS, 8 MB BS, 8 MB BS, 8 MB BS, 8 MB Prozess 2 14 MB Prozess1 20 MB Prozess1 20 MB 20 MB 6 MB P. 4, 8 MB P. 4, 8 MB P. 4, 8 MB 6 MB 6 MB 6 MB Prozess 3 18 MB Prozess 3 18 MB Prozess 3 18 MB Prozess 3 18 MB 4 MB 4 MB 4 MB 4 MB RW-Systemarchitektur Kap. 8

18 Dynamische Partitionierung (3)
Defragmentierung erforderlich! Aufwändig Speicherverdichtung nur erfolgreich, wenn dynamische Verlagerung möglich (Speicherreferenzen werden nicht ungütig!) Speicherzuteilungsalgorithmen: Best Fit: Suche kleinsten Block, der ausreicht First Fit: Suche beginnend mit Speicheranfang bis ausreichender Block gefunden Next Fit: Suche beginnend mit der Stelle der letzten Blockzuweisung RW-Systemarchitektur Kap. 8

19 Dynamische Partitionierung (4)
Analyse von Speicherzuteilungsalgorithmen: Im Schnitt ist First Fit am besten! Next Fit: Etwas schlechter Typischer Effekt: Schnelle Fragmentierung des größten freien Speicherblocks am Ende des Speichers Best Fit: Am schlechtesten Produziert schnell eine Reihe von sehr kleinen Fragmenten, die ohne Defragmentierung nie mehr benutzt werden können Zudem: langsames Verfahren RW-Systemarchitektur Kap. 8

20 Buddy-System (1) Nachteil statische Partitionierung:
Beschränkte Anzahl nicht-ausgelagerter Prozesse Interne Fragmentierung Nachteil dynamische Partitionierung: Defragmentierung nötig wegen externer Fragmentierung Buddy-System (Halbierungsverfahren): Kompromiss zwischen statischer und dynamischer Partitionierung Eigenschaften: Anzahl nicht-ausgelagerter Prozesse dynamisch Interne Fragmentierung beschränkt Keine explizite Defragmentierung RW-Systemarchitektur Kap. 8

21 Buddy-System (2) Prinzip:
Verwalte Speicherblöcke der Größe 2K, L · K · U, ausgerichtet an nx 2K-Grenzen 2L = Größe des kleinsten zuteilbaren Blocks 2U = Größe des größten zuteilbaren Blocks (z.B. Gesamtgröße des Speichers) Zu Beginn: Es existiert genau ein Block der Größe 2U. Anforderung eines Blocks der Größe s: Bei 2U-1 < s · 2U: Weise gesamten Speicher zu Sonst: Teile auf in 2 Blöcke der Größe 2U-1 Bei 2U-2 < s · 2U-1: Weise einen der beiden Blöcke zu Sonst: Wähle einen der beiden Blöcke aus und teile … Fahre fort bis zu Block der Größe 2K mit 2K-1 < s · 2K Bei resultierendem Block ist der „Verschnitt“ kleiner als die halbe Blockgröße RW-Systemarchitektur Kap. 8

22 Buddy-System (3) Verwalte f.a. L · K · U Listen mit freien Blöcken der Größe 2K Allgemeiner Fall: Anforderung eines Blocks der Größe 2i-1 < s · 2i: Vergebe Block aus Liste i, wenn vorhanden Sonst: Wähle Block aus nächst größerer nichtleerer Liste Teile rekursiv auf, bis ein Block der Größe 2i vorhanden Wenn nach Freigabe eines Blocks der Größe 2K der entsprechende Partnerblock der Größe 2K ebenfalls frei war: Verschmelze die Blöcke zu einem Block der Größe 2K+1 Mache rekursiv mit Verschmelzen weiter RW-Systemarchitektur Kap. 8

23 Buddy-System (4) Beispiel: Speicher der Größe 1 GB
Folge von Anforderungen und Freigaben: A fordert 100 MB an. B fordert 240 MB an. C fordert 64 MB an. D fordert 256 MB an. Freigabe B Freigabe A E fordert 75 MB an. Freigabe C Freigabe E Freigabe D RW-Systemarchitektur Kap. 8

24 Buddy-System (5) 1 GB … RW-Systemarchitektur Kap. 8

25 Buddy-System (5) Nach Anforderung A: 100 MB, d.h. Block der Größe 128 MB: Freie Blöcke: 1 GB: MB: MB: MB: MB: 0 1 GB A:128MB Es folgt Anforderung B: 240 MB, d.h. Block der Größe 256 MB. RW-Systemarchitektur Kap. 8

26 Buddy-System (5) Nach Anforderung B: 240 MB, d.h. Block der Größe 256 MB. Freie Blöcke: 1 GB: MB: MB: MB: MB: 0 1 GB A:128MB B:256MB Es folgt Anforderung C: 64 MB, d.h. Block der Größe 64 MB. RW-Systemarchitektur Kap. 8

27 Buddy-System (5) Nach Anforderung C: 64 MB, d.h. Block der Größe 64 MB. Freie Blöcke: 1 GB: MB: MB: MB: MB: 1 1 GB A:128MB C:64MB B:256MB Es folgt Anforderung D: 256 MB, d.h. Block der Größe 256 MB. RW-Systemarchitektur Kap. 8

28 Buddy-System (5) Nach Anforderung D: 256 MB, d.h. Block der Größe 256 MB. Freie Blöcke: 1 GB: MB: MB: MB: MB: 1 1 GB A:128MB C:64MB B:256MB D:256MB Es folgt Freigabe B. RW-Systemarchitektur Kap. 8

29 Buddy-System (5) Nach Freigabe B: Freie Blöcke:
1 GB: MB: MB: MB: MB: 1 1 GB A:128MB C:64MB D:256MB Es folgt Freigabe A. RW-Systemarchitektur Kap. 8

30 Buddy-System (5) Nach Freigabe A: Freie Blöcke:
1 GB: MB: MB: MB: MB: 1 1 GB C:64MB D:256MB Es folgt Anforderung E: 75 MB, d.h. Block der Größe 128 MB. . RW-Systemarchitektur Kap. 8

31 Buddy-System (5) Nach Anforderung E: 75 MB, d.h. Block der Größe 128 MB: Freie Blöcke: 1 GB: MB: MB: MB: MB: 1 1 GB E:128MB C:64MB D:256MB Es folgt Freigabe C. . RW-Systemarchitektur Kap. 8

32 Buddy-System (5) „Buddies“ Bei Freigabe C: Freie Blöcke:
1 GB: MB: MB: MB: MB: 2 1 GB E:128MB D:256MB „Buddies“ RW-Systemarchitektur Kap. 8

33 Buddy-System (5) Nach Freigabe C: Freie Blöcke:
1 GB: MB: MB: MB: MB: 0 1 GB E:128MB D:256MB Es folgt Freigabe E. . RW-Systemarchitektur Kap. 8

34 Buddy-System (5) „Buddies“ Bei Freigabe E: Freie Blöcke:
1 GB: MB: MB: MB: MB: 0 1 GB D:256MB „Buddies“ RW-Systemarchitektur Kap. 8

35 Buddy-System (5) „Buddies“ Bei Freigabe E: Freie Blöcke:
1 GB: MB: MB: MB: MB: 0 1 GB D:256MB „Buddies“ RW-Systemarchitektur Kap. 8

36 Buddy-System (5) Nach Freigabe E: Freie Blöcke:
1 GB: MB: MB: MB: MB: 0 1 GB D:256MB Es folgt Freigabe D. . RW-Systemarchitektur Kap. 8

37 Buddy-System (5) „Buddies“ Bei Freigabe D: Freie Blöcke:
1 GB: MB: MB: MB: MB: 0 1 GB „Buddies“ RW-Systemarchitektur Kap. 8

38 Buddy-System (5) „Buddies“ Bei Freigabe D: Freie Blöcke:
1 GB: MB: MB: MB: MB: 0 1 GB „Buddies“ RW-Systemarchitektur Kap. 8

39 Buddy-System (5) Gesamter Speicher wieder als 1 Block verfügbar.
Nach Freigabe D: Freie Blöcke: 1 GB: MB: MB: MB: MB: 0 1 GB Gesamter Speicher wieder als 1 Block verfügbar. RW-Systemarchitektur Kap. 8

40 8.2.2 Verlagerung (1) Nach Aus- und Wiedereinlagern von Prozessen liegen Programmcode bzw. Daten an anderer Stelle. Absolute Sprungbefehle und Datenzugriffsbefehle sollen weiterhin funktionieren. Unterscheidung: Logische Adresse: Bezug auf eine Speicherstelle unabhängig von der aktuellen Zuteilung von Daten im Speicher Relative Adresse: Spezialfall einer logischen Adresse Adresse relativ zu einem bekannten Punkt (meist Programmanfang) ausgedrückt Physikalische bzw. absolute Adresse: konkrete Stelle im Hauptspeicher RW-Systemarchitektur Kap. 8

41 Verlagerung (2) Berechnung von absoluten Adressen aus relativen Adressen durch Hardware. Beim Einlagern eines Prozesses: Adresse des Programmanfangs in Basisregister. Zusätzlich: Zur Realisierung von Speicherschutz enthält Grenzregister die höchste erlaubte Speicheradresse – eine Schtzmaßnahme gegen „Pufferüberlauf“ (buffer overflow) … RW-Systemarchitektur Kap. 8

42 Verlagerung (3) Relative Adresse Prozesskontrollblock Basisregister
Addierer Programm Absolute Adresse Grenzregister Vergleicher Unterbrechung an Betriebssystem Daten Stapel RW-Systemarchitektur Kap. 8 Prozessabbild im Hauptspeicher

43 8.2.3 Seitenadressierung (Paging)
Seitenaustauschverfahren mit virtuellem Speicher Erfinder: Fritz-Rudolf Güntsch, Dissertation 1957 Fotheringham, 1961 in ATLAS Computer, Univ. Manchester RW-Systemarchitektur Kap. 8

44 Seitenadressierung (Paging)
Wie bisher (im Gegensatz zu virtuellem Speicherkonzept): Prozesse sind entweder ganz im Speicher oder komplett ausgelagert. Im Gegensatz zu Partitionierung werden Prozessen nicht notwendigerweise zusammenhängende Speicherbereiche zugeordnet. Hauptspeicher aufgeteilt in viele gleichgroße Seitenrahmen. Speicher eines Prozesses aufgeteilt in Seiten derselben Größe. Zuordnung von Seiten zu Seitenrahmen beim Laden von Prozessen Logische Adressen der Form „Seitennummer, Offset“ Pro Prozess eine „Seitentabelle“ Seitentabelle übersetzt Seitennummern in Nummern von Seitenrahmen im physikalischen Speicher Interne Fragmentierung nur bei letzter Seite eines Prozesses RW-Systemarchitektur Kap. 8

45 Seitenadressierung (2)
Beispiel: Hauptspeicher Hauptspeicher Hauptspeicher Hauptspeicher Rahmen-nummer A.0 A.0 A.0 1 1 A.1 1 A.1 1 A.1 2 2 A.2 2 A.2 2 A.2 3 3 A.3 3 A.3 3 A.3 4 4 4 B.0 4 B.0 Prozess D mit 6 Seiten soll jetzt geladen werden! 5 5 5 B.1 5 B.1 6 6 6 B.2 6 B.2 7 7 7 7 C.0 8 8 8 8 C.1 9 9 9 9 C.2 10 10 10 10 C.3 11 11 11 11 12 12 12 12 13 13 13 13 14 14 14 14 Prozess A geladen Prozess B geladen Prozess C geladen RW-Systemarchitektur Kap. 8

46 Seitenadressierung (3)
Beispiel: Datenstrukturen zum aktuellen Zeitpunkt: Hauptspeicher Hauptspeicher Rahmen-nummer A.0 A.0 - 1 A.1 1 A.1 1 1 1 - 2 A.2 2 A.2 2 2 2 - 3 A.3 3 A.3 3 3 Seitentabelle Prozess B 4 4 D.0 Seitentabelle Prozess A 5 5 D.1 6 6 D.2 7 C.0 7 C.0 7 4 8 C.1 8 C.1 1 8 1 5 9 C.2 9 C.2 2 9 2 6 10 C.3 10 C.3 3 10 3 11 11 11 D.3 4 Seitentabelle Prozess C 12 12 12 D.4 Seitentabelle Prozess D 13 13 14 14 Prozess B ausgelagert Prozess D geladen 13 Liste der freien Rahmen 14 RW-Systemarchitektur Kap. 8

47 Seitenadressierung (4)
Berechnung von physikalischen Adressen aus logischen Adressen: Voraussetzung: Länge der Seiten ist eine Zweierpotenz Logische Adresse besteht aus Seitennummer und Offset. Absolute Adresse wird durch Hardware auf Grundlage der Seitentabelle des Prozesses berechnet. … RW-Systemarchitektur Kap. 8

48 Seitenadressierung (5)
Bsp.: logische Adresse der Länge 16 Bit Der Prozess kann somit bis zu 26 verschiedene Seiten haben, die über die Seitentabelle des Prozesses auf Seitenrahmen im Hauptspeicher abgebildet werden. Jede Seite besteht aus 210 = 1024 Bytes. Berechnung der physikalischen Adresse: … 6-Bit-Seitennummer 10-Bit-Offset RW-Systemarchitektur Kap. 8

49 Seitenadressierung (6)
6-Bit-Seitennummer 10-Bit-Offset … 1 2 3 Seitentabelle des Prozesses Speicherzelle Nr. 478 (= < >) innerhalb des Seitenrahmens. … … ) Reale Adresse: | Seitenrahmen Nr. 147 (=< >) RW-Systemarchitektur Kap. 8 …

50 Seitenadressierung (7)
Entfernen eines Prozesses aus dem Speicher: Lagere Prozess auf Hintergrundspeicher aus (z.B. Festplatte). Über Seitentabelle kann man feststellen, welche Seitenrahmen dem Prozess gehören. Füge diese Rahmen zur Liste der freien Rahmen hinzu. (Keine zusätzlichen Datenstrukturen des Betriebssystems benötigt.) RW-Systemarchitektur Kap. 8

51 Seitenadressierung mit virtuellem Speicher (1)
Grundidee: Nur Teile der Daten von Prozessen im Hauptspeicher halten. Programmausführung auf Code und Daten im Speicher. Bei Zugriff auf ausgelagerte Speicherbereiche muss nachgeladen werden. Bezeichnungen: Hauptspeicher = realer Speicher Hauptspeicher + Hintergrundspeicher = virtueller Speicher Vorteile: Mehr aktive Prozesse im Speicher () Pseudoparallelismus!) Tatsächlicher Speicherplatzbedarf eines Prozesses muss nicht von vornherein feststehen. Adressraum eines Prozesses kann größer sein als verfügbarer Hauptspeicher. Nachteil: Bei Zugriff auf Code/Daten, die nicht im Hauptspeicher vorhanden sind, muss das Betriebssystem die entsprechenden Seiten nachladen. Dabei müssen evtl. andere Seiten ausgelagert werden, um Platz zu schaffen. RW-Systemarchitektur Kap. 8

52 Lokalität Kann das überhaupt effizient funktionieren? Antwort: ja!
Grund: Räumliche und zeitliche Lokalität von Programmen, d.h. Abarbeitung während kürzerer Zeit bewegt sich häufig in engen Adressbereichen. Abarbeitung von Schleifen In zeitlich engem Abstand Zugriff auf gleiche Daten Zugriffe auf benachbarte Daten RW-Systemarchitektur Kap. 8

53 Lokalität Bsp.: RW-Systemarchitektur Kap. 8

54 Lokalität Seitenaustauschverfahren mit virtuellem Speicher ist nur dann effizient, wenn Lokalität gegeben. Falls nicht: Ständiges Aus- und Einlagern von Seiten zwischen Hauptspeicher und Festplatte Bezeichnung: Seitenflattern („thrashing“) RW-Systemarchitektur Kap. 8

55 Technische Realisierung
Technische Realisierung von Seitenaustauschverfahren mit virtuellem Speicher: Die Daten des Prozesses befinden sich im Hintergrundspeicher (Festplatte), bei nicht komplett ausgelagerten Prozessen zusätzlich noch Teile im Speicher Trennung der logischen Adressen in Seitennummer und Offset, z.B.: Im Gegensatz zu nur Seitenadressierung: Logische Adressen überdecken kompletten virtuellen Adressraum, z.B. 32-Bit- / 64-Bit-Adressen Pro Prozess eine Seitentabelle zur Übersetzung Seitennummer ) Seitenrahmen … 22-Bit-Seitennummer 10-Bit-Offset RW-Systemarchitektur Kap. 8

56 Technische Realisierung
Logische Adresse: Seitentabelleneintrag: Present-Bit P: „Seite ist im Hauptspeicher“ Modify-Bit M: „Seite wurde verändert“ Weitere Bits für Schutzrechte und gemeinsame Nutzung Seitentabelle liegt im Hauptspeicher Umsetzung der virtuellen Adressen in reale Adressen mit Hardwareunterstützung (Memory Managment Unit (MMU) des Prozessors) … 22-Bit-Seitennummer 10-Bit-Offset P M Weitere Bits Seitenrahmennummer RW-Systemarchitektur Kap. 8

57 Seitentabellen-zeiger
Adressumsetzung Virtuelle Adresse Reale Adresse Seitennr. Offset Rahmennr. Offset … Register Seitentabellen-zeiger Seitentabelle Offset Seiten-rahmen Seitennummer + … Rahmennr. Programm Paging-Verfahren Hauptspeicher RW-Systemarchitektur Kap. 8

58 Seitentabelle des Prozesses im Hauptspeicher
Seitenrahmen 3 Seitenrahmen 2 Seitenrahmen 1 Seitenrahmen 0 Hauptspeicher Seite 7 Seite 6 Seite 5 Seite 4 Seite 3 Seite 2 Seite 1 Seite 0 virtueller Adressraum Seitennr. P … Rahmennr. … 1 … 2 1 … 3 … 4 1 … 3 5 … 6 … 7 … RW-Systemarchitektur Kap. 8 Seitentabelle des Prozesses im Hauptspeicher

59 Seitenfehler Zugriff auf eine nicht im Hauptspeicher befindliche Seite: Hardware (MMU) stellt anhand des present bits fest, dass angefragte Seite nicht im Hauptspeicher ist () „Seitenfehler“ bzw. „page fault“). Auslösen einer Unterbrechung („Interrupt“) durch die Hardware Behandlung des Interrupts: Laufendes Programm wird unterbrochen, Sichern des aktuellen Programmzustandes durch Hardware (Stand des Programmzählers!) Routine zur Interruptbehandlung wird aufgerufen Feststellen des Grundes der Unterbrechung (hier: page fault) Behandlung abhängig vom Grund der Unterbrechung, hier: Betriebssystem lädt die entsprechende Seite von der Festplatte in einen freien Seitenrahmen Wenn kein Seitenrahmen frei: Verdrängen eines belegten Seitenrahmens Aktualisierung der Seitentabelle Danach: Laufendes Programm wird wieder fortgesetzt RW-Systemarchitektur Kap. 8

60 Seitenfehler Welche Informationen benötigt das Betriebssystem zum Einlagern von Seiten (d.h. während der Behandlung einer Unterbrechung wegen eines page faults)? Abbildung Seitennummer ! Festplattenadresse, um die gesuchte Seite auf der Festplatte zu finden Liste freier Seitenrahmen RW-Systemarchitektur Kap. 8

61 Seitentabelle des Prozesses im Hauptspeicher
Seitenfehler Seitenrahmen 3 Seitenrahmen 2 Seitenrahmen 1 Seitenrahmen 0 Hauptspeicher Seite 7 Seite 6 Seite 5 Seite 4 Seite 3 Seite 2 Seite 1 Seite 0 virtueller Adressraum Seitennr. P … Rahmennr. Festplatten-Adresse … A 1 … D 2 1 … B 3 … X 4 1 … 3 Y 5 … C 6 … E 7 … F RW-Systemarchitektur Kap. 8 Seitentabelle des Prozesses im Hauptspeicher

62 Verdrängung Wenn kein freier Seitenrahmen vorhanden: Verdrängen von Seitenrahmen auf die Festplatte. Je nach Betriebssystem: Alle Seitenrahmen sind Kandidaten für Verdrängung oder Nur Seitenrahmen des eigenen Prozesses Entscheidung unter diesen Kandidaten gemäß Verdrängungsstrategie (Ziel: gute Ausnutzung von Lokalität). Ist das Modify-Bit M gesetzt, dann muss Seite im entsprechenden Rahmen auf Festplatte zurückgeschreiben werden. Nach Verdrängen eines Seitenrahmens muss die Seitentabelle des zugehörigen Prozesses aktualisiert werden. Da Seitentabellen meist nur dünn besetzt: Suchen des verdrängten Seitenrahmens in Seitentabelle des Prozesses ineffizient Abbildung Seitenrahmennummer ! (Prozessnummer, Seitennummer) hilfreich RW-Systemarchitektur Kap. 8

63 Verdrängung Seite 7 Seite 6 Seite 5 Seite 4 Seite 3 Seite 2 Seite 1
Seitenrahmen 3 Seitenrahmen 2 Seitenrahmen 1 Seitenrahmen 0 Hauptspeicher Seite 7 Seite 6 Seite 5 Seite 4 Seite 3 Seite 2 Seite 1 Seite 0 Seite P … Rahmen Seite P … Rahmen … … virtueller Adressraum Prozess 1 virtueller Adressraum Prozess 2 1 … 1 … 2 1 … 2 1 … 1 3 … 3 … 4 1 … 3 4 … 5 … 5 … 6 … 6 … 2 7 … 7 … RW-Systemarchitektur Kap. 8 Seitentabelle von Prozess 1 Seitentabelle von Prozess 1

64 Verdrängung Seite 7 Seite 6 Seite 5 Seite 4 Seite 3 Seite 2 Seite 1
Seitenrahmen 3 Seitenrahmen 2 Seitenrahmen 1 Seitenrahmen 0 Hauptspeicher Seite 7 Seite 6 Seite 5 Seite 4 Seite 3 Seite 2 Seite 1 Seite 0 virtueller Adressraum Prozess 1 Rahmen virtueller Adressraum Prozess 2 Prozess Seite 1 2 1 2 2 2 2 6 3 1 4 Abbildung Seitenrahmennummer ) (Prozessnummer, Seitennummer) RW-Systemarchitektur Kap. 8

65 Größe von Seitentabellen
Problem: Größe der Seitentabelle Bsp.: 32-Bit-Adressraum 20 Bit Seitennummer, 12 Bit Offset ) 220 Seiten der Größe 212 Byte Seitentabelle mit 220 Zeilen ) 4 MB für Seitentabelle bei 4 Byte pro Zeile, d.h. 210 Seiten Für jeden Prozess! Noch schlimmer bei 64-Bit-Adressraum … Abhilfe: Zweistufige Seitentabellen „Invertierte Seitentabellen“ RW-Systemarchitektur Kap. 8

66 Zweistufige Seitentabellen
„Hierarchische Seitentabelle“ (vgl. Pentium) Idee: Speichere auch Seitentabelle im virtuellen Speicher Im Beispiel: 220 Seiten mit jeweils 212 Byte, pro Eintrag 4 Byte ) 222 Byte für Seitentabelle, d.h. 210 Seiten für Seitentabelle benötigt Führe „Hauptseite“ (212 Byte) ein, die immer im Speicher liegt. Hauptseite enthält 210 Verweise auf Seiten der „Benutzerseitentabelle“, indiziert mit ersten 10 Bit der Adresse Wenn gesuchte Seite der Benutzerseitentabelle nicht im Speicher: Lade in einen freien Seitenrahmen Benutze 10 mittlere Bit, um in „Untertabelle“ den gesuchten Seitenrahmen zu finden (evtl. Nachladen von Festplatte) Restliche 12 Bit wie üblich als Offset innerhalb des Seitenrahmens RW-Systemarchitektur Kap. 8

67 Hauptseiten-tabellenzeiger
Adressumsetzung Virtuelle Adresse Reale Adresse 10 Bit 10 Bit 12 Bit Rahmennr. Offset … Register Hauptseiten-tabellenzeiger Hauptseitentabelle (210 Einträge) Seiten-rahmen + + … Untertabelle (210 Einträge) Programm Paging-Verfahren Hauptspeicher RW-Systemarchitektur Kap. 8

68 Invertierte Seitentabellen
Siehe Power PC, IBM AS/400 Beobachtung: Sei n die Zahl der Seiten im virtuellen Adressraum, m die Zahl der einem Prozess zugeordneten Seitenrahmen. Dann ist üblicherweise n >> m. ) Seitentabellen sind meist nur sehr dünn besetzt Seitentabelle zur Abbildung Seitennummer ! Seitenrahmennummer verschwendet Speicherplatz. Allgemeines Problem: Gegeben Schlüssel k1, …, km 2 {0, …, n-1} oder allgemein k1, …, km 2 U mit |U| = n. Gesucht ist eine Methode, die jedem Schlüssel ki einen Wert vi zuordnet. Die Zuordnung soll speicher- und laufzeiteffizient sein. RW-Systemarchitektur Kap. 8

69 Invertierte Seitentabellen
Methoden aus Gebiet „Algorithmen und Datenstrukturen“ Bei „Invertierten Seitentabellen“ benutzt: Hashing Schlüssel ki sind Seitennummern Wert vi sind Seitenrahmennummern Benutze Tabellen der Länge m (Anzahl der Seitenrahmen) (oder auch etwas größer) Benutze „Hash-Funktion“ h : {0, …, n-1} ! {0, …, m-1} zur Abbildung von Seitennummern auf „Plätze in der Hashtabelle“ Einfaches Beispiel: h(ki) = ki mod m Bei Vergabe eines neuen Seitenrahmens vi: Speichere an Platz h(ki) das Paar (ki, vi) ab. Problem: Hashkollisionen An Stelle h(ki) kann sich schon ein Eintrag (kj, vj) befinden mit ki  kj, aber h(ki) = h(kj). Zur Überprüfung muss ki bei (ki, vi) mitgespeichert werden! ) Lösung z.B. durch „Überläuferketten“ Suche mit Schlüssel ki: Nachschauen an Stelle h(ki) Wenn Stelle belegt, überprüfe, ob Schlüssel übereinstimmt Sonst: Verfolge Überläuferkette Löschen von Einträgen: analog RW-Systemarchitektur Kap. 8

70 Invertierte Seitentabellen – Prinzipieller Aufbau
Virtuelle Adresse Reale Adresse Seitennr. Offset Rahmennr. Offset Invertierte Seitentabelle ki Zeiger Überläuferkette Seitennr. Eintrag kj vj Hashfunktion h h(ki) ki Rahmennr. RW-Systemarchitektur Kap. 8

71 Translation Lookaside Buffer (TLB)
Effizienzproblem: Bei Paging zieht ein Speicherzugriff auf Code / Daten einen zusätzlichen Zugriff auf die Seitentabelle im Speicher nach sich (sogar zwei bei zweistufiger Seitentabelle). Doppelte (dreifache) Zugriffszeit ) Hardwaremäßige Beschleunigung durch einen zusätzlichen Cache für Adressübersetzung: Translation Lookaside Buffer (TLB) = „Adressumsetzungspuffer“ Ablauf: Nachsehen, ob Eintrag zu virtueller Adresse in TLB Wenn ja: Lese Seitenrahmennummer aus TB Sonst: Nachsehen in Seitentabelle Evtl. Seite von Festplatte nachladen RW-Systemarchitektur Kap. 8

72 Translation Lookaside Buffer (TLB)
Hauptspeicher Sekundärspeicher Virtuelle Adresse Seitennr. Offset … … TLB TLB-Treffer Offset } Seiten-rahmen Seite laden { } Seitentabelle … … TLB-Fehlschlag Rahmennr. Offset Reale Adresse Seitenfehler RW-Systemarchitektur Kap. 8

73 Translation Lookaside Buffer (TLB)
Der TLB ist ein Hardware-Cache. Meist realisiert als assoziativer Speicher: Einträge der Form (Seitennummer, Seitentabelleneintrag) Angefragte Seitennummer wird durch Hardware parallel mit allen Einträgen in TLB verglichen. Ausgabe: Vorhanden, Seitentabelleneintrag Nicht vorhanden Bei Eintrag: Verdrängungsstrategien notwendig … Teuerste Realisierungsmöglichkeit eines Caches! RW-Systemarchitektur Kap. 8

74 Translation Lookaside Buffer (TLB)
Virtuelle Adresse Seitennr. Offset 5 502 Seitentabellen-einträge Seitennr. 19 128 1 5 37 90 … … 37 502 Rahmennr. Offset Reale Adresse Adressumsetzungspuffer RW-Systemarchitektur Kap. 8

75 physikalische Adresse
TLB und Caches Zusätzlich noch Caches für Programme und Daten: Caches für Programme und Daten sind TLB / MMU nachgeschaltet. Verwenden physikalische Adressen. virtuelle Adresse MMU physikalische Adresse Cache Hauptspeicher RW-Systemarchitektur Kap. 8

76 Virtuelle Cache-Adressierung
Alternative: Cache mit der virtuellen Adresse adressieren. Vorteil: Adressumsetzung und Cachezugriff parallel Nachteil: Verschiedene Prozesse benutzen gleiche virtuelle Adresse für verschiedene reale Adressen. ) Daten- / Programmcache bei Prozesswechsel ungültig Abhilfe bei Single-Prozessor-Umgebungen: Trage zusätzlich zur virtuellen Adresse auch PID (process identifier)-Tag ein Schwierig in Zusammenhang mit Konsistenz von Caches bei Multiprozessoren ) Meist physikalische Cache-Adressierung verwendet. virtuelle Adresse MMU Cache physikalische Adresse Hauptspeicher RW-Systemarchitektur Kap. 8

77 Seitengröße Wahl der Seitengröße sehr wichtig für Systemleistung
Kleine Seiten: Wenig „Verschnitt“ (interne Fragmentierung) Große Seiten: Kleinere Seitentabellen, weniger Verwaltungsaufwand „Moderne“ Probleme: Objektorientierte Techniken mit vielen kleinen, verstreuten Programm- und Datenmodulen ) Schwächung der Lokalität Multithreading-Anwendungen wirken Lokalität entgegen. In Realität: Seitengrößen um 4 Kbyte, teilweise auch variierbar (z.B. Pentium bis 4 Mbyte) RW-Systemarchitektur Kap. 8

78 8.2.4 Segmentierung Im Gegensatz zu Partitionierung werden Prozessen nicht notwendigerweise zusammenhängende Speicherbereiche zugeordnet. Speicher eines Prozesses aufgeteilt in Segmente, deren Größe im Gegensatz zu den Seiten beim Paging verschieden sein kann. Keine interne Fragmentierung, aber externe Fragmentierung (wie bei dynamischer Partitionierung. Segmentierung ist für Programmierer / Übersetzer sichtbar. Aufteilung in Codesegmente, Datensegmente, … Einfache Segmentierung: Prozesse sind entweder ganz im Speicher oder komplett ausgelagert. RW-Systemarchitektur Kap. 8

79 Segmentierung Logische Adresse besteht aus Segmentadresse und Offset.
Berechnung der realen Adresse durch Addition von Basisadresse des Segments Offset Segmenttabelle enthält pro Segment Basisadresse des Segments (Startadresse im Speicher) Segmentlänge RW-Systemarchitektur Kap. 8

80 16-Bit physikalische Adresse
Segmentierung Bsp.: logische Adresse mit 16 Bit 4-Bit-Segmentnummer 12-Bit-Offset + 1 2 Länge Basis Prozesssegmenttabelle RW-Systemarchitektur Kap. 8 16-Bit physikalische Adresse

81 Segmentierung Segmentierung mit virtuellem Speicher
Nicht alle Segmente eines nicht komplett ausgelagerten Prozesses müssen im Speicher vorhanden sein. Restliche Segmente auf Festplatte Segmenttabelleneintrag: Present-Bit P: „Seite ist im Hauptspeicher“ Modify-Bit M: „Seite wurde verändert“ Weitere Bits für Schutzrechte und gemeinsame Nutzung Schutz und gemeinsame Nutzung auf Segmentbasis einfach zu regeln Größe der Segmente unterschiedlich und dynamisch festlegbar Bei Segmentvergrößerung: Allokieren von nachfolgendem Speicher oder Verschiebung in einen größeren freien Bereich oder Auslagerung P M Weitere Bits Länge Basis RW-Systemarchitektur Kap. 8

82 8.2.5 Seiten und Segmente Vorteile Paging: Vorteile Segmentierung:
Für den Nutzer transparent Feste Seitengrößen ) leistungsfähige Speicherverwaltungsalgorithmen Vorteile Segmentierung: Anpassung an dynamischen Speicherbedarf von Prozessen Gemeinsame Nutzung und Schutz auf Grundlage „natürlicher Organisationseinheiten“ ) Kombination beider Verfahren: Prozesse aufgeteilt in Segmente, pro Prozess eine Segmenttabelle Segmente aufgeteilt in Seiten, pro Segment eine Seitentabelle Aufbau einer Adresse: Für den Programmierer besteht Adresse aus Segmentnummer und OffsetSegmentierung. OffsetSegmentierung wird beim Paging interpretiert als (Seitennummer, OffetPaging). RW-Systemarchitektur Kap. 8

83 Segmentierung und Paging kombiniert - Adressumsetzung
Virtuelle Adresse Reale Adresse Seg-mentnr Seiten-nr. Off-set Rahmennr. Offset … Register Segment-tabellenzeiger Seitentabelle Seiten-rahmen Segmenttabelle + + … Programm Segmentierung Paging Hauptspeicher RW-Systemarchitektur Kap. 8

84 Betriebssystemaufgaben bei Speicherverwaltung
Festlegung verschiedener Strategien: Abrufstrategie (Fetch Policy) - Wann wird eine Seite in den Hauptspeicher geladen? „Demand Paging“ „Prepaging“ Speicherzuteilungsstrategie (Placement Policy): Wo im Speicher wird ein Prozessteil abgelegt? Nur wichtig bei Segmentierung / Partitionierung, nicht bei Paging Z.B. Best-Fit, Next-Fit, First-Fit Austauschstrategie (Replacement Policy): Welche Seite soll ausgelagert werden, wenn alle Seitenrahmen belegt sind? Gesperrte Seiten sind ausgenommen! Vielzahl von Verfahren, z.B. LRU (Least Recently Used) FIFO (First In First Out) Clock-Algorithmus Strategien arbeiten auf der Grundlage von Daten, die durch die Hardware gesammelt werden müssen. RW-Systemarchitektur Kap. 8

85 Betriebssystemaufgaben bei Speicherverwaltung
Festlegung verschiedener Strategien: Strategie zur Verwaltung des „Resident Set“: Welchem Prozess wird wie viel Platz im Hauptspeicher zugeteilt? Feste oder variable Zuteilung von Speicher an Prozesse Variable Zuteilung meist auf Grundlage der Seitenfehlerrate (mit Hardwareunterstützung gemessen / abgeschätzt) Lokale oder globale Austauschstrategie (nur Seiten des eigenen Prozesses ausgelagert oder auch von anderen) Cleaning-Strategie: Wann lagert man eine geänderte Seite in den Sekundärspeicher aus? Demand Cleaning Precleaning (Motivation: Schreiben mehrerer Seiten in Gruppen) Strategie zur Lastkontrolle: Wieviele Prozesse werden gleichzeitig zugelassen (teilweise im Speicher) Ab welcher Zahl von Prozessen beginnt man mit Suspendieren von Prozessen? Welche Prozesse werden suspendiert? RW-Systemarchitektur Kap. 8

86 Zusammenfassung Speicherverwaltungsstrategien sind extrem wichtig die Effizienz des Gesamtsystems. Moderne Betriebssysteme arbeiten mit virtuellem Speicher. Lokalität ist die Grundvoraussetzung für das effiziente Funktionieren virtueller Speicherkonzepte. In der Praxis meist vorhanden. Paging unterteilt den Speicher in viele gleich große Teile. Segmentierung unterteilt in verschieden große Teile, deren Größe variabel ist. Es ist auch möglich, Paging und Segmentierung zu kombinieren. RW-Systemarchitektur Kap. 8