virtueller Speicher - Trennung des logischen Speichers der Anwendung vom physikalischen Speicher.

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1 Kapitel 9 virtueller Speicher Seite 1 Kapitel 9: virtueller Speicher - Seiten-Swap Hintergrund virtueller Speicher - Trennung des logischen Speichers der Anwendung vom physikalischen Speicher. - Der Adressraum wird auf dem externen Speicher realisert. - Nur ein Teil des Programms muß zur Ausführung im Speicher sein. - Der logische Adressraum kann viel größer sein als der physikalische Adreßraum. - Seiten oder Segmente müssen ein- und ausgelagert werden. Virtueller Speicher kann implementiert werden durch: - Demand paging (Seitenverwaltung mit Swap) - Demand segmentation (Segmentverwaltung mit Swap) Demand Paging Für jeden Prozess existiert im Prozessdeskriptor eine Tabelle oder eine sonstige Datenstrukur, in der aufgeführt ist, wo sich die Seiten des Adressraums befinden. z.b. Windows NT: die Seiten können zum Teil in normalen Dateien sein und zum Teil in der Auslagerungsdatei. Eine Seite wird nur dann in den Speicher gebracht, wenn sie benötigt wird. Eine Seite wird benötigt, wenn ein Bezug auf die Seite stattfindet. Ist die Referenz ungültig, dann erfolgt ein Programmabbruch. Ist die Seite nicht im Speicher, dann gibt es einen Interrupt mit der Bedingung Seitenfehler und die Seite wird in den Speicher geladen.

2 Kapitel 9 virtueller Speicher Seite 2 Gültig/Ungültig - Bit Jeder Eintrag in der Seitentabelle enthält das Gültig/Ungültig-Bit. (1 im Speicher, 0 nicht im Speicher) Zu Beginn hat das Gültig/Ungültig-Bit den Wert 0. Beispiel... Rahmen # gültig-ungültig Bit Seitentabelle Adreßumsetzung: Wenn das gültig-ungültig Bit in dem Eintrag der Seitentabelle =0 => Seitenfehler-Bedingung (page fault). Seitenfehler 1. Wenn es überhaupt einen Bezug auf eine Seite gibt, der erste Bezug erzeugt einen Interrupt aufgrund der Seitenfehlerbedingung. 2. Das Betriebssystem sieht in einer anderen Tabelle nach und entscheidet: a) ungültiger Bezug => Abbruch. b) momentan nicht im Speicher 3. Hole einen leeren Rahmen. 4. Bringe die Seite in den Rahmen. 5. Trage die Rahmennummer in die Seitentabelle ein, gültig-ungültig Bit = Die Ausführung der Instruktion wird erneut ab Beginn oder ab einem Zwischenpunkt gestartet: entsprechende Hardwareunterstützung nötig! Was geschieht, wenn kein Rahmen frei ist? Seitenersetzung - suche eine Seite im Speicher, die gerade nicht benötigt wird und lagere sie aus. Algorithmus ist nötig.

3 Kapitel 9 virtueller Speicher Seite 3 Güte des Algorithmus - Gewünscht wird ein Algorithmus, der eine minimale Zahl von Seitenfehlern zur Folge hat. Güte eines Demand Paging Seitenfehlerrate 0 <= p <= 1.0 wenn p = 0, kein Adressbezug erzeugt einen Seitenfehler wenn p = 1, jeder Adressbezug erzeugt einen Seitenfehler. Effektive Zugriffszeit (EAT) EAT = (1 - p ) Speicherbezug + p (Seitenfehleroverhead + [Seitenauslagerung] + Seiteneinlagerung + Restart Overhead) Beispiel: Speicherzugriffszeit = 1 Microsekunde zu 50% ist die Seite im Speicher modifiziert worden, sie muß dann zurückgeschrieben werden. Seitentransfer-Zeit = 10 msec = 10,000 Mikrosekunden EAT = (1 - p ) 1 + p (15000) = *p (in Mikrosekunden) Seitenersetzung Durch die Installation einer Seitenersetzungsfunktion wird eine Überbelegung des Speichers verhindert. Es wird ein hardwareunterstütztes Modifiziert(dirty)-Bit verwendet, um die Zahl der Seitentransfers zu reduzieren. Nur die modifizierten Seiten werden zurückgeschrieben. Page-Replacement Algorithms Wünschenswert ist eine kleine Seitenfehlerrate. Ein Algorithmus kann mit einem String von Seitenbezügen (Referenzstring) evaluiert werden, indem man dafür die Zahl der Seitenfehler berechnet. In den folgenden Beispielen ist der Referenzstring: 1, 2, 3, 4, 1, 2, 5, 1, 2, 3, 4, 5.

4 Kapitel 9 virtueller Speicher Seite 4 First-In-First-Out (FIFO) Algorithmus Reference string: 1, 2, 3, 4, 1, 2, 5, 1, 2, 3, 4, 5 3 Rahmen (3 Seiten können zu einem Zeitpunkt im Speicher sein.) Seitenfehler Rahmen Seitenfehler FIFO Ersetzung- Belady's Anomaly Mehr Rahmen => nicht weniger Seitenfehler Optimaler Algorithmus Ersetze die Seite, auf die für die längste Zeit kein Bezug stattfinden wird. 4 Rahmen 1, 2, 3, 4, 1, 2, 5, 1, 2, 3, 4, Seitenfehler Wie kann man dies feststellen? Referenzalgorithmus: zur Beurteilung der Ergebnisse anderer Algorithmen.

5 Kapitel 9 virtueller Speicher Seite 5 Least Recently Used (LRU) Algorithm Die in der letzten Zeit am wenigsten benutzte Seite wird ausgewählt. (Erspart den Blick in die Zukunft!) Zeitzähler Jeder Seite im Hauptspeicher ist ein Zeitfeld zugeordnet. Bei jedem Bezug wird dort die momentane Zeit eingetragen. Muß eine Seite entfernt werden, wird die mit dem kleinsten Wert im Zeitfeld ausgewählt. Stapelliste - Die Seitennummern sind in einer doppelt verzeigerten dynamischen Liste angeordnet. Bei jedem Bezug wird die Seitennummer oben auf die Stapelliste gelegt. Seitenbezug: 6 Zeiger müssen geändert werden. Zum Auswählen der Seite muß nicht gesucht werden - die unten liegende Seite wird entfernt. Algorithmen mit LRU Annäherung Reference Bit Jeder Seite ist ein Referenzbit zugeordnet: Anfangswert 0. Bei einem Bezug auf die Seite wird es auf 1 gesetzt. Beim Ersetzten wird eine Seite mit dem Wert 0 ausgewählt. Aber welche? Zweite Chance (Second Chance) Benötigt ein Referenzbit. Ersetzung reihum. Die zu ersetzenden Seiten werden reihum ausgewählt. Hat bei dieser Suche eine Seite einen Referenzbit-Wert = 1, a) so wird das Referenzbit auf 0 gesetzt, b) die Seite verbleibt im Speicher, c) nach denselben Regeln wird mit der folgenden Seite verfahren.

6 Kapitel 9 virtueller Speicher Seite 6 Zuweisung der Rahmen Jeder Prozeß benötigt ein Minimum an geladenen Seiten. Beispiel: IBM 370: Für eine SS MOVE Intruktion benötigt man bis zu 6 Seiten. Die Instruktion (Länge 6 Bytes) kann auf der Grenze von zwei Seiten liegen. Die Quelldaten liegen in 2 Seiten. Die Zieldaten liegen in 2 Seiten. Zwei Möglichkeiten der Zuweisung: feste Zuweisung Zuweisung nach Priorität Feste Zuweisung Gleichgroße Zuweisung - Bei 100 Rahmen und 5 Prozessen erhält jeder Prozeß 20 Seiten. Proportionale Zuweisung, zb nach Programmgröße Zuweisung nach Priorität proportionale Zuweisung nach Priorität, nicht nach Größe Bei einer Seitenersetzung wird eine Seite des Prozesses oder die eines Prozesses mit niedrigerer Priorität ausgewählt. Globale versus lokale Zuweisung Global Ersetzung - Wird eine Seite ersetzt, so wird diese unter allen im Speicher sich befindenden Seiten ausgewählt. Die Zahl der geladenen Seiten für einen Prozeß ändert sich. Lokale Ersetzung - Die zu ersetzende Seite wird nur unter den Seiten Prozesses ausgewählt. Jeder Prozeß behält seine Rahmen.

7 Kapitel 9 virtueller Speicher Seite 7 Thrashing Der Plattenspeicher verhält sich wie eine Waschmaschine im Schleudergang. Wenn ein Prozeß nicht genug Seiten hat, wird die Seitenfehler-Rate sehr hoch. Thrashing ein Prozeß ist damit beschäftigt, die Seiten ein- und auszulagern. CPU Auslastung Zahl der Prozesse Warum funktioniert die Seitenverwaltung mit Swap? Lokales Verhalten der Prozesse bezogen auf die Speicherbezüge. lokales Verhalten beim Programmtext: linear oder Schleife lokales Verhalten bei den Datenbezügen: zu einem Zeitpunkt Bezug nur auf wenige Variable oder auf Arrays Warum kann Thrashing auftreten? Σ Größe der lokalen Bezugsräume > der zur Verfügung stehende Speicher

8 Kapitel 9 virtueller Speicher Seite 8 Working-Set (Arbeitsmenge) Arbeitsmenge: Zahl der Seiten auf die sich ein Prozess in einem Zeitfenster während seiner Ausführung bezieht. Die Arbeitsmenge hngt von dem Algorithmus des zugrunde liegenden Programmtextes ab und von der Länge des Zeitfensters. Die Arbeitsmenge ist schwierig zu quantifizieren. Seitenfehlerrate Mehr Rahmen erforderlich Obergrenze Untergrenze Es können Rahmen entzogen werden. Zahl der zur Verfügung stehenden Rahmen Durch Messen der Seitenfehlerrate kann man angenähert eine Arbeitsmenge ermitteln: - zuwenig Seitenfehler: zu viele Rahmen - zuviel Seitenfehler: zu wenige Rahmen Man kann damit dynamisch den Hauptspeicherbedarf eines Prozesses bestimmen.

9 Kapitel 9 virtueller Speicher Seite 9 Weitere Gesichtspunkte Prepaging - Nach einem Seitenfehler werden auch die folgenden Seiten eingelagert. Größe der Seiten Fragmentierung Tabellengröße I/O-Overhead Lokales Verhalten Seitenverriegelung für I/O-Prozessoren (zb DMA) Segmentierung mit Swap Kann genommen werden, wenn Hardwareunterstützung für Paging nicht vorhanden ist. Beispiel: 16-Bit Windows Die Segmenttabelle wird um das Attribut gültig-ungültig erweitert. Ein Bezug auf ein ungültig makiertes Segment: Segmentfehlerinterrupt. Das Segment wird nachgeladen.

10 Kapitel 9 virtueller Speicher Seite 10 Fallstudie Windows NT / Windows 95 Logischer Adreßraum eines Prozesses: Separat, flach (flat), virtuell Adreßraum eines Windows NT-Prozesses 0xffffffff Systemspeicher: Nicht auslagerbare Seiten Seitentabellen Kernelcode etc. 2 Gigabyte (oben) Für Applikationen nicht sichtbar, Zugriff nur durch Code im Kernelmodus. 0x x7fffffff frei DLL-Code+ -Daten frei Resources 2 Gigabyte (unten) sichtbar für Anwendung und Kern Anwendungscode + Daten Stack und Standard-Heap 0x frei

11 Kapitel 9 virtueller Speicher Seite 11 Windows-95-Adreßraum 0xfffffff 0xc Systemspeicher nicht austauschbare Seiten Seitentabellen VxD-Treiber Virtual Machine Manager etc System-DLL s (16+32 Bit) 1 Gigabyte Zugriff nur durch Kern 0x x7fffffff Memory Mapped Files 1 Gigabyte Shared Memory für alle Prozesse sichtbar 16-Bit Anwendungen (eingeblendet in alle Adreßräume) frei Private DLL s 4 Gigabyte virtueller virtueller, lin. AR frei 2 Gigabyte sichtbar für Anwendung und Kern und alle Komponenten Resources im Shared Memory Stack und Standard-Heap Anwendung: Code+Daten 0x Reserviert für MS-DOS und Geschützter Bereich für NULL-Zeiger Zuweisung Adreßraum und exe-datei Die exe-dateien sind für die oben angeführten Adreßräume ausgelegt. Damit eine exe-datei nicht immer eine Länge von 4 Gbyte hat, werden nur die genutzten Adreßbereiche dort dargestellt (Adresse1 bis Adresse2: Werte).

12 Kapitel 9 virtueller Speicher Seite 12 Realisierung des virtuellen Adressraumes Der virtuelle Adressraum ist stückweise -seitenstrukturiert- an verschiedenen Stellen vorhanden. Die einzelnen Stücke können verschiedene Zustände einnehmen. Die Seitentabelle enthalten die Buchführung darüber. 1. Die Seite befindet sich in der Auslagerungsdatei. Hinweis in der Seitentabelle Gültig-Bit auf ungültig Statt der Rahmennummer steht in dem Adressfeld ein Offset in der Auslagerungsdatei. 2. Die Seite befindet sich in einer Datei (als Abschnittsobjekt oder Speicherabgebildete Datei bezeichnet) Hinweis in der Seitentabelle Gültig-Bit auf ungültilg Im Adressfeld steht ein Verweis auf einen Prototyp -Eintrag. Dieser beschreibt die Datei und die Stelle in der Datei. 3. Die Seite ist nicht aktiviert, aber reserviert. Erst bei der Aktivierung werden die Einträge in der Seitentabelle angelegt. 4. Die Seite ist weder aktiviert noch reserviert: Ungültiger Adressbereich.

13 Kapitel 9 virtueller Speicher Seite 13 Auslagerungdatei Datei (Abschnittsobjekt) Realisierter virt. Adressraum Seitentabelle Prototyp -Eintrag Rahmen 1 Ausführen eine exe-datei als Prozeß: Der Virtual Memory Manager (VMM) verwaltet den virtuellen Speicher. Zu Beginn wird für den Prozeß eine eigene Seitentabelle (hier: 2-stufig) eingerichtet. 30 Seiten (Rahmen im physikalischen Speicher) werden dem Prozeß als Arbeitsmenge zur Verfügung gestellt. Seiten aus Readonly-Bereichen der exe-datei werden direkt aus der exe-datei heraus geladen. Sie brauchen bei einer Auslagerung nicht zurückgeschrieben werden. Seiten aus den Read/Write-Bereichen der exe-datei werden zu Beginn direkt aus der exe-datei geladen (Speicherabgebildete Datei). Bei einem Schreibbezug werden sie als private Kopien des Prozesses in die Auslagerungsdatei-Datei geschrieben. Damit kann eine exe-datei von mehreren Prozesse gleichzeitig benutzt werden. Bezeichnung: Copy on write

14 Kapitel 9 virtueller Speicher Seite 14 Verwaltung der Seiten (durch eine Komponente des VMM) Im folgenden wird die Terminologie von Windows übernommen: Der Begriff Seite bezieht sich auf eine Seite des physikalischen Speichers (d. h. Rahmen; frame) Buchführung über eine Rahmendatenbank (Tabelle) mit der Möglichkeit einer Verzeigerung der Einträge. Die Seitenverwaltung geschieht über folgende Listen in der Rahmendatenbank, die den Zustand der Seiten wiedergeben: 1. eine Liste mit freien Seiten, die vom VMM schon mit dem Wert 0 initialisiert wurden (zeroed pages) 2. freie Seiten, die uninitialisiert sind, also noch den alten Inhalt haben (free pages) 3. wartende Seiten, die bisher einem Prozeß zugewiesen waren, nun aber zur weiteren Verwendung zur Verfügung stehen (standby pages) 4. wie Standby-Pages, jedoch wurden sie modifiziert (modified pages) 5. belegte Seiten, die einem Prozeß zugewiesen sind (valid pages) 6. unbrauchbare Seiten zb wegen eines Hardwarefehlers (unusable pages) Seitenaustausch (... LRU und Co.) Wenn der VMM eine neue Seite benötigt, so nimmt er eine zeroed page oder eine free page und setzt sie auf Null (Schutz der Prozeßdaten vor Ausspähen durch andere Prozesse). Sind diese Listen leer, so wird eine standby page genommen oder eine modified page, die vorher in die Auslagerungsdatei zu schreiben ist. Beide Seiten müssen auf Null gesetzt werden.

15 Kapitel 9 virtueller Speicher Seite 15 Überwachung der Größe der Arbeitsmenge Sind die ersten vier Listen fast leer, beginnt der VMM die Arbeitmengen der Prozesse, die mehr Seiten als ihre minimalen Arbeitsmenge haben, langsam zu verkleinern. Eine Seite des Prozesses wird standby oder modified (Liste 3 bzw. 4) gesetzt. Seitenauswahl nach FIFO. Bezeichnung: page stealing. Die Seiten bleiben geladen, jedoch werden sie dem Prozeß entzogen. Falls der Prozeß unmittelbar danach sie wieder benötigt, so können sie ohne große Verzögerung wieder über den Eintrag in der Seitentabelle benutzt werden und die Arbeitsmenge bleibt erhalten. Falls nicht werden sie irgendwann anderweitig verwendet und die Arbeitsmenge bleibt verkleinert. (ein Hauch von LRU! ) Prepaging Es wird ein Prepaging durchgeführt. Die auf die fehlende Seite folgenden werden auf Verdacht geladen.