Betriebssysteme. Dr. Henrik Brosenne Georg-August-Universität Göttingen Institut für Informatik. Wintersemester 2016/17

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1 Betriebssysteme Dr. Henrik Brosenne Georg-August-Universität Göttingen Institut für Informatik Wintersemester 2016/17

2 Inhalt Deadlocks (Verklemmungen) Einführung Definition und Voraussetzungen für Deadlocks Beschreibung von Deadlocks Strategien zur Deadlock-Behandlung Problem ignorieren Erkennen und Beheben Dynamische Deadlock-Verhinderung Statische Deadlock-Verhinderung Speicherverwaltung Optimale Seitenersetzung Fist in, First out (FIFO) Not Recently Used (NRU) Second Chance Clock-Algorithmus Least Recently Used (LRU) Not Frequently Used (NFU)

3 Inhalt Deadlocks (Verklemmungen) Einführung Definition und Voraussetzungen für Deadlocks Beschreibung von Deadlocks Strategien zur Deadlock-Behandlung Problem ignorieren Erkennen und Beheben Dynamische Deadlock-Verhinderung Statische Deadlock-Verhinderung Speicherverwaltung Optimale Seitenersetzung Fist in, First out (FIFO) Not Recently Used (NRU) Second Chance Clock-Algorithmus Least Recently Used (LRU) Not Frequently Used (NFU)

4 Einführung Deadlocks haben immer mit ununterbrechbaren Ressourcen zu tun. Benutzung einer Ressource besteht aus den folgenden abstrakten Teilschritten. Ressource reservieren Ressource benutzen Ressource freigeben Ressourcenverwaltung muss manchmal von den Prozessen selbst gemacht werden. Z.B. bei der Benutzung von gemeinsamen Datensätzen in großen Datenbanken. Eine Möglichkeit zur Ressourcenverwaltung durch Prozesse bieten Semaphore.

5 Beispiel 1 Eine Ressource durch einen Semaphor geschützt.

6 Beispiel 2 Zwei Ressourcen durch zwei Semaphore geschützt.

7 Beispiel 3 Zwei Prozesse, zwei Ressourcen durch zwei Semaphore geschützt.

8 Beispiel 3, Ablaufbeispiel Code ist Deadlockfrei.

9 Beispiel 4 Zwei Prozesse, zwei Ressourcen durch zwei Semaphore geschützt

10 Beispiel 4, Ablaufbeispiele Ablauf 1 Ablauf 2 Code ist nicht Deadlockfrei Wechselseitiges Warten auf die Freigabe der Ressource durch den anderen Prozess.

11 Inhalt Deadlocks (Verklemmungen) Einführung Definition und Voraussetzungen für Deadlocks Beschreibung von Deadlocks Strategien zur Deadlock-Behandlung Problem ignorieren Erkennen und Beheben Dynamische Deadlock-Verhinderung Statische Deadlock-Verhinderung Speicherverwaltung Optimale Seitenersetzung Fist in, First out (FIFO) Not Recently Used (NRU) Second Chance Clock-Algorithmus Least Recently Used (LRU) Not Frequently Used (NFU)

12 Definition Definition Eine Menge von Prozessen befindet sich in einem Deadlock-Zustand, wenn jeder Prozess aus der Menge auf ein Ereignis wartet, das nur ein anderer Prozess aus der Menge auslösen kann.

13 Voraussetzungen Nach Coffman, Elphick und Shoshani (1971) müssen für einen Deadlock folgende vier Voraussetzungen erfüllt sein. Wechselseitiger Ausschluss. Jede Ressource ist entweder verfügbar oder genau einem Prozess zugeordnet. Hold-and-wait Bedingung. Prozesse, die schon Ressourcen reserviert haben, können noch weitere Ressourcen anfordern. Ununterbrechbarkeit. Ressourcen, die einem Prozess bewilligt wurden, können diesem nicht gewaltsam wieder entzogen werden. Der Prozess muss sie explizit freigeben. Zyklische Wartebedingung. Es muss eine zyklische Kette von Prozessen geben, von denen jeder auf eine Ressource wartet, die dem nächsten Prozess in der Kette gehört.

14 Inhalt Deadlocks (Verklemmungen) Einführung Definition und Voraussetzungen für Deadlocks Beschreibung von Deadlocks Strategien zur Deadlock-Behandlung Problem ignorieren Erkennen und Beheben Dynamische Deadlock-Verhinderung Statische Deadlock-Verhinderung Speicherverwaltung Optimale Seitenersetzung Fist in, First out (FIFO) Not Recently Used (NRU) Second Chance Clock-Algorithmus Least Recently Used (LRU) Not Frequently Used (NFU)

15 Graphen Definition Ein Graph G = (V, E) ist ein Menge von Knoten V (vertex), die durch Kanten E (edge) verbunden sein können. Definition Ein Graph G = (V, E) ist ein gerichteten Graph oder Digraph (directed graph), wenn alle Kanten in E gerichtet sind. D.h. für alle e = (v, w) E ist e eine Kanten von v nach w. Definition Ein Graph G = (V, E) ist ein bipartiter Graph, wenn sich die Knotenmenge in zwei disjunkte Mengen U, W zerlegen läßt, sodass für alle Kanten (v 1, v 2 ) E gilt v 1 U, v 2 W oder v 1 W, v 2 U.

16 Belegungs-Anforderungs Graph Ein Belegungs-Anforderungs Graph ist ein gerichteter bipartiter Graph. Der Graph besteht aus zwei disjukten Knotenmengen, einer Menge von Prozessen P = {P 1,..., P n } und einer Menge von Betriebsmitteln (resources) R = {R 1,..., R m }, sowie gerichteten Kanten zwischen diesen Knotenmengen. Prozessknoten werden durch Kreise, Betriebsmittelknoten durch Quadrate dargestellt. Sind von einem Betriebsmittel mehrere Exemplare verhanden, wird jedes Exemplar durch einen Punkt im Betriebsmittelknoten dargestellt. Eine gerichtete Kante von einem Prozess P i zu einem Betriebsmittel R j beschreibt, dass der Prozess P i ein Exemplar der Betriebsmittels R j angefordert hat (request edge). Eine gerichtete Kante von einem Betriebsmittel R j zu einem Prozess P i beschreibt, dass ein Exemplar des Betriebsmittels R j dem Prozess P i zugewiesen ist (assignement edge).

17 Beispiel P 1 P 2 P 3 P 4 P 5 R 1 R 2 R 3 Prozesse P = {P 1,..., P 5 } Betriebsmittel R = {R 1,..., R 3 }, von Betriebsmittel R 3 gibt es zwei Exemplare. Prozess P 1 belegt Betriebsmittel R 1. Prozess P 2 belegt Betriebsmittel R 2 und eine Exemplar von Betriebsmittel R 3. Prozess P 3 fordert Betriebsmittel R 2 an. Prozess P 4 belegt eine Exemplar von Betriebsmittel R 3. Prozess P 5 fordert Betriebsmittel R 3 an.

18 Beispiel (a) Prozess A belegt Ressource R (b) Prozess B wartet auf Ressource S (c) Deadlock

19 Eigenschaften Enthält ein Belegungs-Anforderungs Graph keine Zyklen, dann existiert kein Deadlock. Enthält ein Belegungs-Anforderungs Graph einen Zyklus und existiert von jedem beteiligten Betriebsmittel nur genau ein Exemplar, dann existiert eine Deadlock (Zyklische Wartebedingung). Enthält ein Belegungs-Anforderungs Graph einen Zyklus und von den beteiligten Betriebsmitteln existieren mehrere Exemplare, so ist ein Deadlock möglich, aber nicht unbedingt auch eingetreten.

20 Beispiel R 1 R 1 P 1 P 2 P 1 P 2 R2 (a) R 2 P 3 (b) Zyklus P 1, R 1, P 2, R 2, P 1. (a) Deadlock. (b) Kein Deadlock. Prozess P 3 kann beendet werden, womit ein Exemplar von R 2 verfügbar wird und sich der Zyklus auflöst.

21 Entstehung von Deadlocks (1/2)

22 Entstehung von Deadlocks (2/2) Deadlockvermeidung durch andere Resourcenzuteilung.

23 Inhalt Deadlocks (Verklemmungen) Einführung Definition und Voraussetzungen für Deadlocks Beschreibung von Deadlocks Strategien zur Deadlock-Behandlung Problem ignorieren Erkennen und Beheben Dynamische Deadlock-Verhinderung Statische Deadlock-Verhinderung Speicherverwaltung Optimale Seitenersetzung Fist in, First out (FIFO) Not Recently Used (NRU) Second Chance Clock-Algorithmus Least Recently Used (LRU) Not Frequently Used (NFU)

24 Strategien zur Deadlock-Behandlung Strategien Problem ignorieren. Wenn man so tut, als ob das Problem nicht existiert, glaubt es das vielleicht auch. Erkennen und Beheben. Deadlocks zulassen, erkennen und etwas dagegen unternehmen. Dynamische Verhinderung durch vorsichtiges Ressourcenmanagement. Vermeidung, eine der vier notwendigen Bedingungen muss prinzipiell unerfüllbar werden.

25 Problem ignorieren Vogel-Strauss Algorithmus. Kann sinnvoll sein mit folgenden Annahmen. Deadlocks tretten selten auf. Die Verhinderung, Erkennung und/oder Beseitigung von Deadlocks verursacht hohe Kosten. Abwägung zwischen Korrektheit und Bequemlichkeit. Ansatz von UNIX und Windows!

26 Erkennen, eine Ressource pro Typ Beispiel Sieben Prozesse, A bis G. Sechs Ressourcen, R bis W. Situation (Schnappschuss) (a) A belegt R und verlangt S. (b) B belegt nichts, verlangt aber T. (c) C belegt nichts, verlangt aber S. (d) D belegt U und verlangt S und T. (e) E belegt T und verlangt V. (f) F belegt W und verlangt S. (g) G belegt V und verlangt U.

27 Belegungs-Anforderungs Graph (1/2)

28 Belegungs-Anforderungs Graph (2/2) Deadlock, weil Zyklus im Belegungs-Anforderungs Graph. Deadlock-Erkennung. Suchen von Zyklen im Belegungs-Anforderungs Graph. Aufwand mindestens O( Prozesse + Resourcen ) (z.b. rekursive Tiefensuche).

29 Erkennen, mehrere Ressourcen pro Typ Wiederholung Enthält ein Belegungs-Anforderungs Graph einen Zyklus und von den beteiligten Betriebsmitteln existieren mehrere Exemplare, so ist ein Deadlock möglich, aber nicht unbedingt auch eingetreten. R 1 P 1 P 2 R 2 P 3 Zyklus P 1, R 1, P 2, R 2, P 1. Kein Deadlock. Prozess P 3 kann beendet werden, womit ein Exemplar von R 2 verfügbar wird und sich der Zyklus auflöst. Erkennen von Deadlocks bei mehreren Ressourcen pro Typ ist viel aufwendiger und wird hier nicht behandelt.

30 Beheben von Deadlocks (1/2) Behebung durch Unterbrechung. Entziehen von Ressourcen und Zuteilung an blockierte Prozesse. Ob das möglich ist, hängt von der Art der Ressource ab. Behebung durch Rollback (teilweise Wiederholung). Prozess muss periodisch Zustände abspeichern (sogenannte Checkpoints). Checkpoints enthalten auch Informationen über die momentan belegten Ressourcen. Prozess, der einen Deadlock durch eine belegte Ressource verursacht, wird auf einen Checkpoint zurückgesetzt, in dem er die Ressource noch nicht benötigt hat.

31 Beheben von Deadlocks (2/2) Behebung durch Prozessabbruch. Einfachste und brutalste Methode zur Behebung von Deadlocks. Ein am Deadlock beteiligter Prozess wird gekillt, seine belegten Ressourcen freigegeben. Prozess wird danach neu gestartet. Auswahl des zu killenden Prozesses muss sorgfältig erfolgen um keine inkonsistenten Zustände zu erzeugen (z.b. der Prozess hat bereits globale Daten verändert und wird dann gekillt.)

32 Dynamische Deadlock-Verhinderung Ressourcenspur Achse A repräsentiert die Anweisungen (den Ablauf) von Prozess A Am Punkt l 1 fordert A den Drucker an und gibt ihn am Punkt l 3 wieder frei. Am Punkt l 2 fordert A den Drucker an und gibt ihn am Punkt l 4 wieder frei. Achse B repräsentiert die Anweisungen (den Ablauf) von Prozess B Am Punkt l 5 fordert A den Drucker an undf gibt ihn am Punkt l 7 wieder frei. Am Punkt l 6 fordert A den Drucker an undf gibt ihn am Punkt l 8 wieder frei. Die schraffierten Bereiche können bei der Prozessausführung nicht erreicht werden, weil dort mindestens eine Ressource an beide Prozesse vergeben ist.

33 Beispiel Der im Diagramm dargestellte Ablauf. Bei Prozesse beginnen um Ursprung p. Prozess A läuft bis Punkt q. Prozesswechsel Prozess B läuft bis Punkt r (die Projektion von r auf die B-Achse). Prozesswechsel Prozess A läuft bis Punkt l 1 fordert den Drucken an und läuft weiter bis Punkt s. Prozesswechsel Prozess B läuft bis Punkt l 5 (t) und fordert den Plotter an. Deadlock, weil vom Punkt t kein nicht schraffierter Bereich erreicht werden kann. Denn beide Prozesse werden entlang der Achsen ausgeführt, d.h. die Spur kann sich nur nach rechts und/oder oben fortsetzen.

34 Sicherer/Unsicherer Zustand Definition (Sicherer Zustand) Ein Zustand heißt sicher, wenn kein Deadlock vorliegt, und es eine Scheduling-Reihenfolge gibt, die nicht zum Deadlock führt, selbst wenn die Prozesse sofort alle noch benötigten Ressourcen anfordern, sobald sie rechnen. Definition (Unsicherer Zustand) Ein Zustand heißt unsicher, wenn kein Deadlock vorliegt, und es keine Scheduling-Reihenfolge gibt, die nicht zum Deadlock führt, wenn die Prozesse sofort alle noch benötigten Ressourcen anfordern, sobald sie rechnen.

35 Algorithmus (1/2) Algorithmus benutzt als Datenstrukturen Vektoren und Matrizen. Datenstrukturen Ressourcenvektor E = (E 1, E 2,..., E m ) Belegungsmatrix C 1,1 C 1,2... C 1,m C 2,1 C 2,2... C 2,m C = C n,1 C n,2... C n,m Zeile C i = (C i,1,..., C i,m ) gibt die Belegung für Prozess i an. Ressourcenrestvektor A = (A 1, A 2,..., A m ) Anforderungsmatrix R 1,1 R 1,2... R 1,m R 2,1 R 2,2... R 2,m R = R n,1 R n,2... R n,m Zeile R i = (R i,1,..., R i,m ) zeigt, was Prozess i noch benötigt.

36 Algorithmus (2/2) Vorbedingungen Zeilen können gestrichen werden. Zeilen und Vektoren werden verglichen, indem die Komponenten verglichen werden. Z.B. R i A, wenn R i,j A j für j = 1,... m. Zeilen und Vektoren werden addiert, indem die Komponenten addiert werden. Z.B. A = A + C i heißt A j = (A j + C i,j ) für j = 1,... m. Algorithmus 1 Suche eine nicht gestrichene Zeile R i (Anforderungsmatrix) die kleiner oder gleich A (Ressourcenrestvektor) ist. 2 Wenn es so eine Zeile gibt, addiere die Zeile C i (Belegungsmatrix) zu A (Ressourcenrestvektor). Streiche die Zeilen R i und C i und gehe zu Schritt 1. Anschaulich. Man tut so, als wenn der Prozess ordnungsgemäß ausgeführt wird, weil alle seine Ressourcenanforderungen erfüllt werden können und dann seine bis jetzt belegten Ressourcen wieder frei gibt. D.h. der Prozess, der zu dieser Zeile gehört, kann ordnungsgemäß ablaufen. 3 Andernfalls beende den Algorithmus.

37 Beispiel Ressourcenvektor E = (4, 2, 3, 1) Belegungsmatrix C = Ressourcenrestvektor A = (2, 1, 0, 0) Anforderungsmatrix R =

38 Beispiel, Ablauf Schritt 1. Anforderungen von Prozess 3 können erfüllt werden, Zeile R 3 A. Schritt 2. Zeile 3 in C und R streichen, A + C 3 = (2, 2, 2, 0). Schritt 1. Anforderungen von Prozess 2 können erfüllt werden, Zeile R 2 A. Schritt 2. Zeile 2 in C und R streichen, A + C 2 = (4, 2, 2, 1). Schritt 1. Anforderungen von Prozess 1 können erfüllt werden, Zeile R 1 A. Schritt 2. Zeile 1 in C und R streichen, A + C 1 = (4, 2, 3, 1) = E. Schritt 3. Algorithmus terminiert, alle Zeilen sind gestrichen. Auswertung Deadlock vermeidbar. Es gibt einen Schedule, der nicht zum Deadlock führt, wobei die Prozesse ihre maximale Anzahl an Ressourcen anfordern, sobald sie rechnen,

39 Beispiel, modifiziert Ressourcenvektor E = (4, 2, 3, 1) Belegungsmatrix C = Ressourcenrestvektor A = (1, 1, 0, 0) Anforderungsmatrix R = Prozess 2 hat eine Ressource vom Type A 1 mehr belegt. Schritt 1. Es wird keine passende Zeile gefunden. Schritt 3. Algorithmus terminiert sofort, keine Zeile ist gestrichen. Auswertung Deadlock unvermeidbar. Es gibt keinen Schedule, der nicht zum Deadlock führt, obwohl noch kein Deadlock vorliegt.

40 Ergebnis Sicherer Zustand Es gibt einen Schedule, der nicht zum Deadlock führt, selbst wenn die Prozesse sofort alle noch benötigten Ressourcen anfordern, sobald sie rechnen. Ressourcenvektor E = (4, 2, 3, 1) Ressourcenrestvektor A = (2, 1, 0, 0) Unsicherer Zustand Belegungsmatrix C = Anforderungsmatrix R = Kein Deadlock, aber es gibt keinen Schedule, der nicht zum Deadlock führt, wenn die Prozesse sofort alle noch benötigten Ressourcen anfordern, sobald sie rechnen. Ressourcenvektor E = (4, 2, 3, 1) Ressourcenrestvektor A = (1, 1, 0, 0) Belegungsmatrix C = Anforderungsmatrix R =

41 Statische Deadlock-Verhinderung Angriff auf die 4 Bedingungen für das Auftreten von Deadlocks. Wechselseitiger Ausschluss. Jede Ressource ist entweder verfügbar oder genau einem Prozess zugeordnet. Hold-and-wait Bedingung. Prozesse, die schon Ressourcen reserviert haben, können noch weitere Ressourcen anfordern. Ununterbrechbarkeit. Ressourcen, die einem Prozess bewilligt wurden, können diesem nicht gewaltsam wieder entzogen werden. Der Prozess muss sie explizit freigeben. Zyklische Wartebedingung. Es muss eine zyklische Kette von Prozessen geben, von denen jeder auf eine Ressource wartet, die dem nächsten Prozess in der Kette gehört.

42 Angriff auf hold-and-wait Bedingung Verhindern, das Prozesse auf Ressourcen warten, während sie andere Ressourcen belegen. Möglichkeit. Prozesse fordern ihre benötigten Ressourcen im voraus an. Wenn alle benötigten Ressourcen frei sind, werden sie dem Prozess zugeteilt. Problem, die meisten Prozesse wissen nicht im voraus, welche Ressourcen sie benötigen. Für Batch-Aufträge in Großrechnern manchmal anwendbar. Variation. Vor einer Anforderung muss ein Prozess alle seine Ressourcen kurzfristig freigeben und sie dann auf einmal wieder reservieren.

43 Angriff auf die Ununterbrechbarkeit Keine Option! Man bedenke die Unterbrechung eines Druckauftrags. Hälfte einer Seite ist gedruckt dann wird der Drucker entzogen und jetzt???

44 Angriff auf die zyklische Wartebedingung Verhindern, dass sich eine zyklische Kette von wechselseitig abhängigen Prozessen bildet. Möglichkeit Die Betriebsmittel werden durchnummeriert und ein Prozess darf seine Betriebsmittel nur in einer bestimmten (z.b. aufsteigender) Reihenfolge anfordern. Bekommt der Prozess ein angefordertes Betriebsmittel nicht, wartet er bis es frei wird und fordert solange keine weiteren Betriebsmittel an. Durch diese Regel bleibt der Belegungs-Anforderungs Graph immer zyklenfrei. Problem. Oft ist es problematisch eine vernünftige Reihenfolge festzulegen.

45 Beispiel Betriebsmittel werden in aufsteigender Reihenfolge der Indizes angefordert. R 1 R 1 P 2 R 2 P 1 P 2 P 1 R 2 R m P n R m 1 (a) (b) (a) Kleinster Zyklus. (b) Beliebiger Zyklus. Prozess P1 hat erst R m belegt und dann R 1 angefordert. Verstoß gegen die Reihenfolge. Prozess P1 hat erst R 1 angefordert und dann R m belegt. Verstoß gegen die Wartebedingung.

46 Speicherverwaltung Einführung Monoprogrammierung Multiprogrammierung Logische/Physikalische Adresse Swapping Virtueller Speicher Memory Management Unit (MMU) Seitenersetzung Optimale Seitenersetzung Fist in, First out (FIFO) Not Recently Used (NRU) Second Chance Clock-Algorithmus Least Recently Used (LRU) Inhalt Deadlocks (Verklemmungen) Problem ignorieren Erkennen und Beheben Dynamische Deadlock-Verhinderung Statische Deadlock-Verhinderung

47 Speicherverwaltung Einführung Monoprogrammierung Multiprogrammierung Logische/Physikalische Adresse Swapping Virtueller Speicher Memory Management Unit (MMU) Seitenersetzung Optimale Seitenersetzung Fist in, First out (FIFO) Not Recently Used (NRU) Second Chance Clock-Algorithmus Least Recently Used (LRU) Inhalt Deadlocks (Verklemmungen) Problem ignorieren Erkennen und Beheben Dynamische Deadlock-Verhinderung Statische Deadlock-Verhinderung

48 Speicherorganisation

49 Speicherverwaltung Einführung Monoprogrammierung Multiprogrammierung Logische/Physikalische Adresse Swapping Virtueller Speicher Memory Management Unit (MMU) Seitenersetzung Optimale Seitenersetzung Fist in, First out (FIFO) Not Recently Used (NRU) Second Chance Clock-Algorithmus Least Recently Used (LRU) Inhalt Deadlocks (Verklemmungen) Problem ignorieren Erkennen und Beheben Dynamische Deadlock-Verhinderung Statische Deadlock-Verhinderung

50 Monoprogrammierung (1/2) Monoprogrammierung ist die einfachste Speicherverwaltungsstrategie. Nur ein Prozess läuft, der Speicher wird zwischen Prozess und Betriebssystem aufgeteilt. Verschiedene Möglichkeiten für die Lage des Betriebssystems im Speicher. 1 Nur im RAM (Random Access Memory). Beispiel. Frühe Mainframes und Mircocomputer. 2 Nur im ROM (Read Only Memory). Beispiel. Einige Palmtops und eingebettete Systeme. 3 Teil im ROM (Basic Input Output System, BIOS), Teil im RAM. Beispiel. MS-DOS. Ein Prozess im freien RAM. Programme werden für vorgesehene feste Speicherstellen übersetzt (bei absoluten Adressierungsarten). Häufig kein Speicherschutz. Prozess kann Teile des Betriebssystems überschreiben und das Betriebssystem dadurch zum Absturz bringen.

51 Monoprogrammierung (2/2) 0XFFF... Betriebssystem im ROM Gerätetrieber im ROM Adressraum Benutzerprozess Benutzerprozess Benutzerprozess 0 Betriebssystem im RAM Betriebssystem im RAM (1) (2) (3)

52 Speicherverwaltung Einführung Monoprogrammierung Multiprogrammierung Logische/Physikalische Adresse Swapping Virtueller Speicher Memory Management Unit (MMU) Seitenersetzung Optimale Seitenersetzung Fist in, First out (FIFO) Not Recently Used (NRU) Second Chance Clock-Algorithmus Least Recently Used (LRU) Inhalt Deadlocks (Verklemmungen) Problem ignorieren Erkennen und Beheben Dynamische Deadlock-Verhinderung Statische Deadlock-Verhinderung

53 Multiprogrammierung Bei (einfachem) Multiprogrammierung werden mehrere Prozesse vollständig im Hauptspeicher gehalten. Der Hauptspeichers wird in feste Partitionen aufgeteilt. gleicher Größe unterschiedlicher Größen

54 Feste Partitionen Feste Partitionen gleicher Größe. Feste Partitionen unterschiedlicher Größen. Die Partitionen haben feste Größe, deshalb ist der ungenutzte Speicherplatz (Verschnitt) verloren, solange der, die Partition benutzende, Prozess aktiv ist.

55 Speicherverwaltung Einführung Monoprogrammierung Multiprogrammierung Logische/Physikalische Adresse Swapping Virtueller Speicher Memory Management Unit (MMU) Seitenersetzung Optimale Seitenersetzung Fist in, First out (FIFO) Not Recently Used (NRU) Second Chance Clock-Algorithmus Least Recently Used (LRU) Inhalt Deadlocks (Verklemmungen) Problem ignorieren Erkennen und Beheben Dynamische Deadlock-Verhinderung Statische Deadlock-Verhinderung

56 Speicherabbildung Eine programmierbare Hardwarekomponenten ermöglicht die Abbildung von logischen auf physikalische Adressen. Logische Adresse. Adresse die ein Prozess, bzw. dessen Maschinensprachecode, benutzt. Physikalische Adresse. Tatsächliche Adresse im Speicher. Damit entfällt die Notwendigkeit Programme für feste Adressen zu übersetzen und es ist auch keine feste Partitionierung des Speichers mehr nötig.

57 Adressraum Der Adressraums (adress space) ist eine naheliegende Speicherabstraktion, wenn Speicherabbildung möglich ist. Ein Adressraum ist eine Menge von Adressen, die ein Prozess zur Adressierung des Speichers nutzen kann. Physikalisch ist der Adressraum, im einfachsten Fall, ein zusammenhängender Speicherbereich fester Größe. Logisch (aus Sicht des Prozesses) ist der Adressraum der ganze zur Verfügung stehende Speicher, der in der Regel mit der Adresse 0 beginnt. Die Endadresse ist abhängig von der Größe des zugeteilen Speicherbereichs.

58 Speicher Adressraum Adressraum Prozess Pj Prozess Pi Logische Adresse Speicherabbildung Programmierbare Hardware Physikalische Adresse

59 Dynamische Relokation Der Prozessor hat zwei zusätzliche Register, das Basisregister (base) und das Limitregister (limit). Diese Register gehören zum Kontext des Prozesses. Beim Erzeugen eines Prozesses wird die dem Prozess zugeteilte physikalische Anfangsadresse in das Basisregister und die Größe des Speicherbereichs in das Limitregister geladen. Wenn ein Prozess Speicher referenziert, um eine Befehl zu holen, einen Datenwort zu lesen oder zu schreiben, etc. werden automatisch Limit- und Basisregister benutzt. Schutz. Für jede Adresse wird geprüft ob der Wert kleiner oder gleich dem Wert im Limitregister ist, wenn nicht wird der Zugriff verweigert. Speicherabbildung (Relokation). Zu jeder Adresse wird automatisch den Wert im Basisregister addiert und die berechnete Adresse wird auf den Adressbus geschrieben. Bemerkung Dynamische Relokation wurde noch im Intel 8088 eingesetzt.

60 Beispiel UNIX Jeder Prozesse hat eigenen Adressraum, d.h. einen eigenen logischen Adressbereich. Bei jedem Kontextwechsel wird die Speicherabbildung (logischen auf physikalischen Adressbereich) für den aktuell laufenden Prozess eingestellt. Jedes Programm wird für einen gleichen/ähnlichen Adressraum kompiliert. Fremder Speicher ist gar nicht sichtbar.

61 Speicherverwaltung Einführung Monoprogrammierung Multiprogrammierung Logische/Physikalische Adresse Swapping Virtueller Speicher Memory Management Unit (MMU) Seitenersetzung Optimale Seitenersetzung Fist in, First out (FIFO) Not Recently Used (NRU) Second Chance Clock-Algorithmus Least Recently Used (LRU) Inhalt Deadlocks (Verklemmungen) Problem ignorieren Erkennen und Beheben Dynamische Deadlock-Verhinderung Statische Deadlock-Verhinderung

62 Swapping, Prinzip Swapping Auslagern von (blockierten) Prozessen auf die Festplatte. Einlagern eines wartenden Prozesses. Jeweils vollständiger Prozess als Ganzes! Keine spezielle Hardware notwendig. Der Scheduler hat Überblick über wartende und blockierte Prozesse und kann Ein-/Auslagerung veranlassen. Ineffizient. Vollständiges Einlagern, obwohl bis zum nächsten Auslagern i.d.r. nur ein Teilbereich des Prozesses durchlaufen wird. Konsequenz. Reines Swapping wird heutzutage nur noch selten genutzt.

63 Swapping, Beispiel 1 Speicherzuteilung (physikalischer Adressbereich) für einzelne Prozesse ändert sich bei der Ein- und Auslagerung (freier Speicher = schraffierte Bereiche).

64 Swapping, Beispiel 2 M2, M4 werden freigegeben, wo M5, M6 platzieren? Fazit. Eine Freispeicherverwaltung ist notwendig.

65 Fragmentierung Anforderung hat nur selten genau die Größe eines freien Speicherbereichs. Nach einiger Zeit entstehen viele kleine Löcher im Speicher. (Externe) Fragmentierung. Bezeichnet ungenutzten Speicher außerhalb des Adressraums der Prozesses. Z.B. bei variablen Partitionen: Summe der Löcher könnte dann z.b. ausreichen, um eine Speicheranforderung zu erfüllen, da Speicher aber zusammen-hängend benötigt wird, können Löcher nicht genutzt werden. Freispeicherverwaltungsstrategien sollten Fragmentierung gering halten.

66 Freispeicherverwaltung (1/2) Freispeicherverwaltung mit Bitmaps oder verketteten Listen.

67 Freispeicherverwaltung (2/2) Freispeicherverwaltung mit Bitmaps. Einfacher Mechanismus. Bitmap muss komplett geladen und durchsucht werden, wenn ein Speicherbereich einer bestimmten Größe gesucht wird. Freispeicherverwaltung mit Listen. Verwaltung und Suche sind einfacher (einfache Listenoperationen).

68 Speicherbelegungsstrategien First Fit. Der erste ausreichend große freie Speicherbereich wird belegt. Next Fit. Wie First Fit, aber Suche beginnt an der Stelle, wo zuletzt ein passendes Speicherbereich gefunden wurde. (D.h. wenn beim letzten Mal das Loch nicht vollständig geschlossen, sondern lediglich verkleinert wurde, wird bei diesem Loch gestartet.) Best Fit. Es wird der kleinste freie Speicherbereich belegt, der die Anforderung noch erfüllen kann. Worst Fit. Es wird der größte freie Speicherbereich belegt. Quick Fit. Algorithmus hält Listen von Löchern mit gebräuchlichen Größen. Findet Löcher gebräuchlicher Größe sehr schnell, hat jedoch die gleichen Nachteile wie alle Algorithmen, die nach Lochgröße sortieren. Bewertung. Best Fit und Worst Fit sind in der Praxis schlechter als First Fit und Next Fit.

69 Speicherverwaltung Einführung Monoprogrammierung Multiprogrammierung Logische/Physikalische Adresse Swapping Virtueller Speicher Memory Management Unit (MMU) Seitenersetzung Optimale Seitenersetzung Fist in, First out (FIFO) Not Recently Used (NRU) Second Chance Clock-Algorithmus Least Recently Used (LRU) Inhalt Deadlocks (Verklemmungen) Problem ignorieren Erkennen und Beheben Dynamische Deadlock-Verhinderung Statische Deadlock-Verhinderung

70 Virtueller Speicher Probleme Swapping lagert den vollständige Adressraum eines Prozess in den Speicher ein, obwohl bis zum nächsten Auslagern in der Regel nur ein Teilbereich benötigt wird. Adressraum eines Prozesses kann größer sein als der verfügbare Speicher. Lösungen Overlays, manuelle (= historische) Lösung. Der Programmierer zerlegt das Programm in Teile (overlays). Wenn ein Teil fertig ist, ruft es das nächste auf, dadurch entstehen kleine Prozesse, die dynamisch ein- und ausgelagert werden. Virtueller Speicher, automatische Lösung. Nimmt dem Programmierer das Aufteilens des Programms in einzelne Teile ab. Programme benutzen virtuelle Adressblöcke, die auf physikalische Adressblöcke abgebildet werden. Die am häufigsten verwendete Technik für virtuellen Speicher ist Paging.

71 Speicherverwaltung Einführung Monoprogrammierung Multiprogrammierung Logische/Physikalische Adresse Swapping Virtueller Speicher Memory Management Unit (MMU) Seitenersetzung Optimale Seitenersetzung Fist in, First out (FIFO) Not Recently Used (NRU) Second Chance Clock-Algorithmus Least Recently Used (LRU) Inhalt Deadlocks (Verklemmungen) Problem ignorieren Erkennen und Beheben Dynamische Deadlock-Verhinderung Statische Deadlock-Verhinderung

72 Memory Management Unit (MMU) Eine programmierbare Memory Management Unit (MMU) ist zwischen Adressbus und Speicher geschaltet. Die MMU bildet logische auf physikalische Adressen ab, indem die virtuelle auf physikalische Adressblöcke abbildet.

73 Prinzip Abbildung einer logischen (A L ) auf eine physikalische Adresse (A P ) durch eine MMU. Der logische Adressbereich und der physikalische Speicher werden in virtuellen Adressblöcke gleicher Größe unterteilt. Ein virtueller Adressblöcke im logischen Adressbereich wird als Seite (page) und im physikalischen Speicher als Rahmen (frame) bezeichnet. Die Zuordnung von Seiten zu Rahmen erfolgt durch eine Seitentabelle.

74 Innenleben einer MMU

75 Paging Ein-/Auslagern einzelner Seiten (pages) aus dem Hintergrundspeicher (Festplatte) in Rahmen (frames) im Hauptspeicher, unabhängig von der Prozesszugehörigkeit. Einlagern in einen Rahmen erst, wenn auf eine Adresse in der ausgelagten Seite zugegriffen werden soll. Löst Seitenfehler (page fault) aus. Auslagern aus einem Rahmen erst, wenn Hauptspeicher für eine neue oder einzulagernde Seite benötigt wird.

76 Beispiel Rechner mit 16 Bit-Adressen, d.h. maximal 64KB adressierbar. Rechner ist jedoch nur mit 32KB Speicher ausgebaut. Nur einzelne Seiten des virtuellen Adressraums werden in Rahmen im physikalischen Speicher gehalten.

77 Seitentabelleneintrag Heutige MMUs erlauben Seitengrößen von 256B bis 16MB. Aufbau eines Seitentabelleneintrags (bei 32 Bit Adressraum und 256 Byte Seitengröße) Zugriffszeit verdoppelt sich durch Zugriff auf Seitentabelle: 1 Zugriff auf Seitentabelle im RAM, 2 Zugriff auf eigentliche Speicheradresse. Lösung. Ein Translation Lookaside Buffer (Seitentabellen-Cache) in MMU.

78 Beispiel Beispiel. Größe der Seitentabelle 4KB Seitengröße, 32 Bit logischer Adressraum. Seitentabelle umfasst 2 32 /2 12 = Million Seiten/Einträge. Pro Seitentabelleneintrag 4 Byte, d.h. 4 MB für die Seitentabelle. Derart große Seitentabellen können nicht vollständig in der MMU gecached werden. Der logischer Adressraum wird jedoch selten vollständig genutzt, sondern enthält viele ungenutzte Bereiche, für deren Seiten allesamt das Valid-Bit auf invalid gesetzt ist. Mehrstufige Seitentabellen realisieren das Zusammenfassen von Seitentabellenabschnitten.

79 Mehrstufige Seitentabellen Seiten werden zu Blöcken zusammengefasst. Bis 4-stufige Seitentabellen werden in MMUs implementiert. Befindet sich ein Seitentabelleneintrag nicht im Translation Lookaside Buffer, erhöht sich die Speicherzugriffszeit, um die Anzahl der Stufen, die durchlaufen werden müssen. Translation Lookaside Buffer lohnt sich wegen der Lokalität der Zugriffe.

80 Speicherverwaltung Einführung Monoprogrammierung Multiprogrammierung Logische/Physikalische Adresse Swapping Virtueller Speicher Memory Management Unit (MMU) Seitenersetzung Optimale Seitenersetzung Fist in, First out (FIFO) Not Recently Used (NRU) Second Chance Clock-Algorithmus Least Recently Used (LRU) Inhalt Deadlocks (Verklemmungen) Problem ignorieren Erkennen und Beheben Dynamische Deadlock-Verhinderung Statische Deadlock-Verhinderung

81 Seitenersetzung Beim Zugriff auf eine Seite, die nicht im Hauptspeicher ist tritt ein Seitenfehler (page fault) auf, der vom Betriebssystem behandelt wird. Fall 1 Im Hauptspeicher ist ein freier Rahmen vorhanden. Fall 2 Die benötigte Seite wird in den freien Rahmen einlagert. Die Seitentabelle wird aktualisiert. Alle Rahmen im Hauptspeicher sind belegt. Es wird ein Rahmen zur Ersetzung ausgesucht. Wurde der Inhalt des ausgesuchte Rahmen geändert (modified bit), wird er ausgelagt. Die angeforderte Seite wird in den ausgesuchten Rahmen einlagert. Die Seitentabelle wird aktualisiert.

82 Seitenersetzungsstrategien Welche Rahmen ersetzen? Seitenersetzungsstrategien sind nötig, die mit möglichst wenig Ersetzungen (Festplattenzugriffen) auskommen. Ähnliche Probleme existieren auch in anderen Bereichen der Informatik. Aktualisierung von Cache-Speichern. Caching von WWW-Seiten von Web-Servern. Seitenersetzungstrategien lassen sich daher auf verschiedene Probleme übertragen

83 Optimale Seitenersetzung Die Optimale Seitenersetzung ersetzt die Seite, die in Zukunft am längsten nicht benutzt wird. Diese Strategie kommt mit den wenigsten Ersetzungen (= Seitenfehlern) aus. Optimale Seitenersetzung ist nicht implementierbar, da man in die Zukunft schauen muss. Aber ein guter Maßstab zum Vergleich von anderen Strategien. Vergleich funktioniert nur mit genau einem Programm mit vorgegebenen Eingabedaten.

84 Optimale Seitenersetzung, Beispiel

85 Fist in, First out (FIFO) First-In, First-Out verdrängt immer die älteste Seite. Vorteil. Einfache Implementierung durch FIFO- Warteschlange (Länge = Anzahl Rahmen). Seite an Spitze der Warteschlange wird verdrängt. Nachteil. Die älteste Seite kann diejenige sein, die am häufigsten benötigt wird.

86 FIFO, Beispiel Optimal FIFO

87 Not Recently Used (NRU) Bei NRU werden Seiten gewichtet, danach ob sie verändert, gelesen oder nicht benutzt wurden (referenced/modified bit). Verfahren Wenn Seite ersetzt werden soll, klassifiziere Seiten 1 nicht referenziert, nicht modifiziert 2 nicht referenziert, modifiziert 3 referenziert, nicht modifiziert 4 referenziert, modifiziert. Verdränge zufällig eine Seite aus der kleinsten nicht-leeren Klasse. Bemerkung Das referenced bit wird periodisches durch Timerunterbrechungen gelöscht. Das modified bit darf nicht gelöscht werden, da es benötigt wird, um zu Entscheiden, ob eine Seite vor der Ersetzung auf Platte geschrieben werden muss.

88 Second Chance Second Chance ist eine Variante von FIFO um zu verhindern, das häufig benutzte Seiten ausgelagert werden. Verfahren überprüft das referenced bit der ältesten Seite. Referenced bit nicht gesetzt, dann wird die Seite ausgelagert (Seite alt und unbenutzt). Referenced bit gesetzt, dann wird es zurückgesetzt und die Seite wird an den Anfang der FIFO-Liste eingefügt (Seite wird wie neu eingelagert behandelt). Algorithmus degeneriert zu FIFO, wenn die referenced bits für alle Seiten gesetzt sind, terminiert aber, da schrittweise alle referenced bits auf 0 gesetzt werden, bis wieder die zuerst betrachtete Seite am Ende der Liste steht und dann ausgelagert wird.

89 Clock-Algorithmus Der Clock-Algorithmus unterscheidet sich nur in der Implementierung von Second Chance. Verfahren Tritt ein Seitenfehler auf wird die Seite am Zeiger untersucht Wurde die Seite benutzt (referenced bit), wird der Status der Seite auf unbenutzt gesetzt, der Zeiger weiterbewegt und die nächste Seite wird untersucht. Wurde die Seite verändert (modified bit), bleibt dieser Status erhalten. Wurde die Seite (seit dem letzten Durchlauf) nicht benutzt wird dieser Rahmen für die einzulagernde Seite benutzt. Anhängig vom modified bit wird die Seite ausgelagert oder einfach überschrieben.

90 Least Recently Used (LRU) LRU ist eine gute Annäherung an Optimal. Annahme Seiten, die zuletzt häufig benutzt wurden, werden auch in Zukunft häufig benutzt. (Lokalitätsprinzip). Verfahren Bei einem Seitenfehler wird die Seite entfernt, die am längsten unbenutzt ist. Problem Die Implementierung ist schwierig und ineffizient, da die Liste der Seiten nach Zugriffszeitpunkt sortiert und die ganze Liste nach jedem Speicherzugriff aktualisiert werden muss.

91 LRU, Beispiel Optimal FIFO LRU

92 Not Frequently Used (NFU) NFU ist eine effiziente (Software-) Annäherung an LRU. Jeder Seite bekommt einen Zähler. Zähle periodisch (z.b. durch Timerunterbrechungen oder bei Kontextwechsel) Zugriffe für jede Seite, indem der Inhalt des jeweiligen referenced bits auf dessen Zähler addiert wird. Setze referenced bits anschließend zurück. Verdränge Seite mit niedrigstem Zählerstand. Problem Zeitliche Änderungen des Zugriffsmusters werden schlecht berücksichtigt, da Zähler nicht altern. Aging NFU, stärkere Gewichtung des aktuellen referenced-bit bei jeder Periode. Dividiere Zähler durch 2. Ersetze höchstwertigstes Bit des Zählers (=0) durch das aktuelle referenced-bit.

93 Aging NFU, Beispiel Referenced-Bits r 0... r 5 Zähler Periode 1 Periode 2 Periode 3 Periode 4 Periode Seite Periode 1 Periode 2 Periode 3 Periode 4 Periode

94 Speicherverwaltung Einführung Monoprogrammierung Multiprogrammierung Logische/Physikalische Adresse Swapping Virtueller Speicher Memory Management Unit (MMU) Seitenersetzung Optimale Seitenersetzung Fist in, First out (FIFO) Not Recently Used (NRU) Second Chance Clock-Algorithmus Least Recently Used (LRU) Inhalt Deadlocks (Verklemmungen) Problem ignorieren Erkennen und Beheben Dynamische Deadlock-Verhinderung Statische Deadlock-Verhinderung

95 Einführung Bisherige Betrachtung Eindimensionaler Adressraum, in dem alle Programmtext, Daten, Stack im selben Adressraum abgelegt werden. Problem Was passiert, wenn die Daten, z.b. Tabellen, nach dem Anlegen und der fortschreitenden Übersetzung eines Programms zu groß werden und in einen anderen Bereich hineinwachsen? Lösung Keinen eindimensionalen Adressraum benutzen, denn dann können die Probleme nur durch Modifikationen am Compiler gelöst werde und dass sollte man vermeiden.

96 Segmentierung Durch Segmentierung des Adressraums werden jedem Programm mehrere Adressräume (Segmente) zur Verfügung gestellt, die es für die jeweils für eine Klasse von Informationen (Progammtext, Daten, Stack, etc.) verwenden werden. Eine Adresse besteht dann aus Segment-Nummer und Adresse.

97 Vorteile Vorteile Segmente können wachsen, Management durch das Betriebssystem. Der Zugriff auf Informationen wird wegen der jeweiligen Startadresse 0x00 stark vereinfacht Speicherschutz kann leicht realisiert werden.

98 Segmentierung und Paging Segmentierung und Paging können gleichzeitig eingesetzt werden, um die Vorteile beider Ansätze zu kombinieren. Zum Beispiel wird es sinnvoll sein, Segmente aufzuteilen, wenn sie nicht komplett in den Hauptspeicher passen. Moderne Prozessorfamilien unterstützen meist beide Modelle, um für beliebige Betriebssysteme offen zu sein. Beispiel Ein Pentium besitzt insgesamt Segmente, wobei jedes bis zu Bit-Worte speichern kann. Diese Segmentgröße ist relativ groß.

99 Speicherverwaltung Einführung Monoprogrammierung Multiprogrammierung Logische/Physikalische Adresse Swapping Virtueller Speicher Memory Management Unit (MMU) Seitenersetzung Optimale Seitenersetzung Fist in, First out (FIFO) Not Recently Used (NRU) Second Chance Clock-Algorithmus Least Recently Used (LRU) Inhalt Deadlocks (Verklemmungen) Problem ignorieren Erkennen und Beheben Dynamische Deadlock-Verhinderung Statische Deadlock-Verhinderung

100 Abschlussbemerkungen In der Vorlesung nicht behandelt Analyse von Seitenersetzungsstrategien, Konkrete Implementierungsbeispiele. Informationen dazu finden Sie in der einschlägigen Literatur (siehe Literaturliste).