E Speicherverwaltung. 1 Speichervergabe. E Speicherverwaltung. 1.1 Problemstellung (2) 1.1 Problemstellung. Verfügbarer Speicher.

Transkript

1 Speichervergabe. Problemstellung Verfügbarer Speicher Speicherverwaltung ROM xffffffff in-/usgabegeräte RM verfügbarer verfügbarer dressraum (hier mit it breiten dressen) 99-,. J. Hauck, W. Schröder-Preikschat, Inf, U rlangen-nürnberg[-memory.fm, --.] Reproduktion jeder rt oder Verwendung dieser Unterlage, außer zu Lehrzwecken an der Universität rlangen-nürnberg, bedarf der Zustimmung des utors. 99-,. J. Hauck, W. Schröder-Preikschat, Inf, U rlangen-nürnberg[-memory.fm, --.] Reproduktion jeder rt oder Verwendung dieser Unterlage, außer zu Lehrzwecken an der Universität rlangen-nürnberg, bedarf der Zustimmung des utors. Speicherverwaltung. Problemstellung () etriebsmittel (Memory) externe Schnittstellen (Interfaces) Prozessor (PU, entral Processing Unit) in-, usgabegeräte/ Periphere eräte (I/O evices) Hintergrundspeicher (Secondary Storage) elegung des verfügbaren s durch enutzerprogramme Programmbefehle (ode, inary) Programmdaten etriebssystem etriebssystemcode Puffer Systemvariablen Zuteilung des Speichers nötig 99-,. J. Hauck, W. Schröder-Preikschat, Inf, U rlangen-nürnberg[-memory.fm, --.] Reproduktion jeder rt oder Verwendung dieser Unterlage, außer zu Lehrzwecken an der Universität rlangen-nürnberg, bedarf der Zustimmung des utors. 99-,. J. Hauck, W. Schröder-Preikschat, Inf, U rlangen-nürnberg[-memory.fm, --.] Reproduktion jeder rt oder Verwendung dieser Unterlage, außer zu Lehrzwecken an der Universität rlangen-nürnberg, bedarf der Zustimmung des utors.

2 . Statische Speicherzuteilung. reispeicherverwaltung este ereiche für etriebssystem und enutzerprogramm Probleme: egrenzung anderer Ressourcen (z.. andbreite bei in-/usgabe wg. zu kleiner Systempuffer) Ungenutzter Speicher des etriebssystems kann von nwendungsprogramm nicht genutzt werden und umgekehrt reie (evtl. auch belegte) Segmente des Speichers müssen repräsentiert werden itlisten 8 Speicher ynamische Speicherzuteilung einsetzen itliste markiert belegte Speichereinheiten Speichereinheiten gleicher röße (z.. yte, yte, yte) 99-,. J. Hauck, W. Schröder-Preikschat, Inf, U rlangen-nürnberg[-memory.fm, --.] Reproduktion jeder rt oder Verwendung dieser Unterlage, außer zu Lehrzwecken an der Universität rlangen-nürnberg, bedarf der Zustimmung des utors. 99-,. J. Hauck, W. Schröder-Preikschat, Inf, U rlangen-nürnberg[-memory.fm, --.] Reproduktion jeder rt oder Verwendung dieser Unterlage, außer zu Lehrzwecken an der Universität rlangen-nürnberg, bedarf der Zustimmung des utors.. ynamische Speicherzuteilung. reispeicherverwaltung () Segmente Verkettete Liste zusammenhängender Speicherbereich (ereich mit aufeinanderfolgenden dressen) llokation (nforderung) und reigabe von Segmenten 8 Speicher in nwendungsprogramm besitzt üblicherweise folgende Segmente (siehe auch..): 8 odesegment atensegment Stacksegment (für Verwaltungsinformationen, z.. bei unktionsaufrufen) Suche nach geeigneten Speicherbereichen zur Zuteilung Speicherzuteilungsstrategien nötig 8 belegt/frei nfang Länge Repräsentation auch von freien Segmenten 99-,. J. Hauck, W. Schröder-Preikschat, Inf, U rlangen-nürnberg[-memory.fm, --.] Reproduktion jeder rt oder Verwendung dieser Unterlage, außer zu Lehrzwecken an der Universität rlangen-nürnberg, bedarf der Zustimmung des utors. 99-,. J. Hauck, W. Schröder-Preikschat, Inf, U rlangen-nürnberg[-memory.fm, --.] Reproduktion jeder rt oder Verwendung dieser Unterlage, außer zu Lehrzwecken an der Universität rlangen-nürnberg, bedarf der Zustimmung des utors. 8

3 . reispeicherverwaltung (). Vergabestrategien Verkettete Liste in dem freien Speicher irst it - die erste passende Lücke wird gesucht 8 Speicher Lücken sind sortiert nach aufsteigenden Speicheradressen Rotating irst it / Next it wie irst it aber Start bei der zuletzt zugewiesenen Lücke Länge est it - die kleinste passende Lücke wird gesucht Lücken sind sortiert nach aufsteigender röße Mindestlückengröße muss garantiert werden Zur ffizienzsteigerung eventuell Rückwärtsverkettung nötig Repräsentation letztlich auch von der Vergabestrategie abhängig Worst it - die größte passende Lücke wird gesucht Lücken sind sortiert nach absteigender röße Probleme: Speicherverschnitt (externe/interne ragmentierung) zu kleine Lücken (Kompaktifizierung, Relokation) 99-,. J. Hauck, W. Schröder-Preikschat, Inf, U rlangen-nürnberg[-memory.fm, --.] Reproduktion jeder rt oder Verwendung dieser Unterlage, außer zu Lehrzwecken an der Universität rlangen-nürnberg, bedarf der Zustimmung des utors ,. J. Hauck, W. Schröder-Preikschat, Inf, U rlangen-nürnberg[-memory.fm, --.] Reproduktion jeder rt oder Verwendung dieser Unterlage, außer zu Lehrzwecken an der Universität rlangen-nürnberg, bedarf der Zustimmung des utors.. Speicherfreigabe. uddy Systeme Verschmelzung von Lücken 8 nach reigabe von : 8 9 Speicher Speicher inteilung in dynamische ereiche der röße n nfrage nfrage nfrage 8 8 reigabe 8 8 nfrage 8 8 reigabe 8 8 reigabe 8 reigabe der kleinste passende uddy wird gesucht (effizientes Verfahren) 99-,. J. Hauck, W. Schröder-Preikschat, Inf, U rlangen-nürnberg[-memory.fm, --.] Reproduktion jeder rt oder Verwendung dieser Unterlage, außer zu Lehrzwecken an der Universität rlangen-nürnberg, bedarf der Zustimmung des utors. 99-,. J. Hauck, W. Schröder-Preikschat, Inf, U rlangen-nürnberg[-memory.fm, --.] Reproduktion jeder rt oder Verwendung dieser Unterlage, außer zu Lehrzwecken an der Universität rlangen-nürnberg, bedarf der Zustimmung des utors.

4 .8 insatz der Verfahren. Problemstellung () insatz im etriebssystem Verwaltung des Systemspeichers Zuteilung von Speicher an Prozesse und etriebssystem insatz innerhalb eines Prozesses Verwaltung des Haldenspeichers (Heap) erlaubt dynamische llokation von Speicherbereichen durch den Prozess (malloc und free) insatz für ereiche des Sekundärspeichers Verwaltung bestimmter bschnitte des Sekundärspeichers z.. Speicherbereich für Prozessauslagerungen (Swap space) Mehrere Prozesse benötigen Prozesse liegen an verschiedenen Stellen im. Speicher reicht eventuell nicht für alle Prozesse. Schutzbedürfnis des etriebssystems und der Prozesse untereinander P zwei Prozesse und deren odesegmente im Speicher P Relokation von Programmbefehlen (inaries) in- und uslagern von Prozessen Hardwareunterstützung 99-,. J. Hauck, W. Schröder-Preikschat, Inf, U rlangen-nürnberg[-memory.fm, --.] Reproduktion jeder rt oder Verwendung dieser Unterlage, außer zu Lehrzwecken an der Universität rlangen-nürnberg, bedarf der Zustimmung des utors. 99-,. J. Hauck, W. Schröder-Preikschat, Inf, U rlangen-nürnberg[-memory.fm, --.] Reproduktion jeder rt oder Verwendung dieser Unterlage, außer zu Lehrzwecken an der Universität rlangen-nürnberg, bedarf der Zustimmung des utors. Mehrprogrammbetrieb. Relokation. Problemstellung Mehrere Prozesse laufen gleichzeitig Wartezeiten von in-/usgabeoperationen ausnutzen PU uslastung verbessern PU-Nutzung in Prozent, abhängig von der nzahl der Prozesse % 8 % 8% / Wartezeit nzahl der gleichzeitig bearbeiteten Programme estlegung absoluter Speicheradressen in den Programmbefehlen z.. ein Sprungbefehl in ein Unterprogramm oder ein Ladebefehl für eine Variable aus dem atensegment bsolutes inden (ompile Time) dressen stehen fest Programm kann nur an bestimmter Speicherstelle korrekt ablaufen Statisches inden (Load Time) eim Laden (Starten) des Programms werden die absoluten dressen angepasst (reloziert) Relokationsinformation nötig, die vom ompiler oder ssembler geliefert wird ,. J. Hauck, W. Schröder-Preikschat, Inf, U rlangen-nürnberg[-memory.fm, --.] Reproduktion jeder rt oder Verwendung dieser Unterlage, außer zu Lehrzwecken an der Universität rlangen-nürnberg, bedarf der Zustimmung des utors. 99-,. J. Hauck, W. Schröder-Preikschat, Inf, U rlangen-nürnberg[-memory.fm, --.] Reproduktion jeder rt oder Verwendung dieser Unterlage, außer zu Lehrzwecken an der Universität rlangen-nürnberg, bedarf der Zustimmung des utors.

5 . Relokation () Übersetzungsvorgang (rzeugung der Relokationsinformation) test.c test.s test.o -Programm ssembler indemodul int main() { exit(); } main: pushl %ebp movl %esp,%ebp pushl $ call exit addl $,%esp movl %ebp,%esp popl %ebp ret rzeugung beim Übersetzungsvorgang 89 8 a 8 d 89 f main: : exit R. Relokation () Relokationsinformation im indemodul erlaubt das inden von Modulen in beliebige Programme Relokationsinformation im Lademodul erlaubt das Laden des Programms an beliebige Speicherstellen absolute dressen werden erst beim Laden generiert lternative Programm benutzt keine absoluten dressen und kann daher immer an beliebige Speicherstellen geladen werden ersetze dresse von exit 99-,. J. Hauck, W. Schröder-Preikschat, Inf, U rlangen-nürnberg[-memory.fm, --.] Reproduktion jeder rt oder Verwendung dieser Unterlage, außer zu Lehrzwecken an der Universität rlangen-nürnberg, bedarf der Zustimmung des utors. 99-,. J. Hauck, W. Schröder-Preikschat, Inf, U rlangen-nürnberg[-memory.fm, --.] Reproduktion jeder rt oder Verwendung dieser Unterlage, außer zu Lehrzwecken an der Universität rlangen-nürnberg, bedarf der Zustimmung des utors. 8. Relokation (). in-, uslagerung (Swapping) inde- und Ladevorgang test.o indemodul 89 8 a 8 d 89 f main: test Lademodul a 8 d 89 f Prozess Speicherabbild a 8 d 89 f Segmente eines Prozesses werden auf Hintergrundspeicher ausgelagert und im freigegeben z.. zur Überbrückung von Wartezeiten bei / oder Round-Robin Schedulingstrategie inlagern der Segmente in den am nde der Wartezeit P P P P Hintergrundspeicher : exit R : R TXT us-, inlagerzeit ist hoch ersetze dresse von exit ersetze dresse relativ zum efehlssegment dresse ist nun absolut efehlssegment: Latenzzeit der estplatte Übertragunszeit 99-,. J. Hauck, W. Schröder-Preikschat, Inf, U rlangen-nürnberg[-memory.fm, --.] Reproduktion jeder rt oder Verwendung dieser Unterlage, außer zu Lehrzwecken an der Universität rlangen-nürnberg, bedarf der Zustimmung des utors. 99-,. J. Hauck, W. Schröder-Preikschat, Inf, U rlangen-nürnberg[-memory.fm, --.] Reproduktion jeder rt oder Verwendung dieser Unterlage, außer zu Lehrzwecken an der Universität rlangen-nürnberg, bedarf der Zustimmung des utors. 9

6 . in-, uslagerung () Prozess ist statisch gebunden kann nur an gleiche Stelle im wieder eingelagert werden Kollisionen mit eventuell neu im befindlichen Segmenten Mögliche Lösung: Partitionierung des s. Segmentierung () Realisierung mit Übersetzungstabelle Segmenttabellenbasisregister a logische dresse Partition Partition Partition In jeder Partition läuft nur ein Prozess inlagerung erfolgt wieder in die gleiche Partition Speicher kann nicht optimal genutzt werden Segmenttabelle Startadr. Länge ffe f fff ja S etriebssystem Unterbrechung ffe a physikalische dresse 99-,. J. Hauck, W. Schröder-Preikschat, Inf, U rlangen-nürnberg[-memory.fm, --.] Reproduktion jeder rt oder Verwendung dieser Unterlage, außer zu Lehrzwecken an der Universität rlangen-nürnberg, bedarf der Zustimmung des utors. 99-,. J. Hauck, W. Schröder-Preikschat, Inf, U rlangen-nürnberg[-memory.fm, --.] Reproduktion jeder rt oder Verwendung dieser Unterlage, außer zu Lehrzwecken an der Universität rlangen-nürnberg, bedarf der Zustimmung des utors.. Segmentierung. Segmentierung () Hardwareunterstützung: Umsetzung logischer in physikalische dressen Prozesse erhalten einen logischen dressraum logischer dressraum xfffff x x physikalischer dressraum ROM RM xffff x xfffff x as Segment des logischen dressraums kann an jeder beliebige Stelle im physikalischen dressraum liegen. Hardware wird MMU (Memory Management Unit) genannt Schutz vor Segmentübertretung Unterbrechung zeigt Speicherverletzung an Programme und etriebssystem voreinander geschützt Prozessumschaltung durch ustausch der Segmentbasis jeder Prozess hat eigene Übersetzungstabelle in- und uslagerung vereinfacht nach inlagerung an beliebige Stelle muss lediglich die Übersetzungstabelle angepasst werden emeinsame Segmente möglich efehlssegmente atensegmente (Shared Memory) 99-,. J. Hauck, W. Schröder-Preikschat, Inf, U rlangen-nürnberg[-memory.fm, --.] Reproduktion jeder rt oder Verwendung dieser Unterlage, außer zu Lehrzwecken an der Universität rlangen-nürnberg, bedarf der Zustimmung des utors. 99-,. J. Hauck, W. Schröder-Preikschat, Inf, U rlangen-nürnberg[-memory.fm, --.] Reproduktion jeder rt oder Verwendung dieser Unterlage, außer zu Lehrzwecken an der Universität rlangen-nürnberg, bedarf der Zustimmung des utors.

7 . Segmentierung () Zugriffsschutz einfach integrierbar z.. Rechte zum Lesen, Schreiben und usführen von efehlen, die von der MMU geprüft werden ragmentierung des Speichers durch häufiges in- und uslagern es entstehen kleine, nicht nutzbare Lücken Kompaktifizieren Segmente werden verschoben, um Lücken zu schließen; Segmenttabelle wird jeweils angepasst Seitenadressierung (Paging) inteilung des logischen dressraums in gleichgroße Seiten, die an beliebigen Stellen im physikalischen dressraum liegen können Lösung des ragmentierungsproblem keine Kompaktifizierung mehr nötig Vereinfacht Speicherbelegung und in-, uslagerungen logischer dressraum physikalischer dressraum ROM Kacheln (rames) lange / Zeiten für in- und uslagerung nicht alle Teile eines Segments werden gleich häufig genutzt Seiten (Pages) RM 99-,. J. Hauck, W. Schröder-Preikschat, Inf, U rlangen-nürnberg[-memory.fm, --.] Reproduktion jeder rt oder Verwendung dieser Unterlage, außer zu Lehrzwecken an der Universität rlangen-nürnberg, bedarf der Zustimmung des utors. 99-,. J. Hauck, W. Schröder-Preikschat, Inf, U rlangen-nürnberg[-memory.fm, --.] Reproduktion jeder rt oder Verwendung dieser Unterlage, außer zu Lehrzwecken an der Universität rlangen-nürnberg, bedarf der Zustimmung des utors.. Kompaktifizieren. MMU mit Seiten-Kacheltabelle Verschieben von Segmenten rzeugen von weniger aber größeren Lücken Verringern des Verschnitts aufwendige Operation, abhängig von der röße der verschobenen Segmente usgangslage k verschoben k verschoben k k k k 8k k P k P k P k k k k k P P P k k k 8k k P k P P Tabelle setzt Seiten in Kacheln um asisregister Seiten-Kacheltabelle Startadr. ffe fxxx a logische dresse ffef a physikalische dresse 99-,. J. Hauck, W. Schröder-Preikschat, Inf, U rlangen-nürnberg[-memory.fm, --.] Reproduktion jeder rt oder Verwendung dieser Unterlage, außer zu Lehrzwecken an der Universität rlangen-nürnberg, bedarf der Zustimmung des utors. 99-,. J. Hauck, W. Schröder-Preikschat, Inf, U rlangen-nürnberg[-memory.fm, --.] Reproduktion jeder rt oder Verwendung dieser Unterlage, außer zu Lehrzwecken an der Universität rlangen-nürnberg, bedarf der Zustimmung des utors.

8 . MMU mit Seiten-Kacheltabelle (). Segmentierung und Seitenadressierung () Seitenadressierung erzeugt internen Verschnitt letzte Seite eventuell nicht vollständig genutzt Seitengröße kleine Seiten verringern internen Verschnitt, vergrößern aber die Seiten- Kacheltabelle (und umgekehrt) übliche rößen: ytes 89 ytes noch mehr implizite Speicherzugriffe große Tabellen im Speicher Mehrstufige Seitenadressierung mit in- und uslagerung große Tabelle, die im Speicher gehalten werden muss viele implizite Speicherzugriffe nötig nur ein Segment pro Kontext Kombination mit Segmentierung 99-,. J. Hauck, W. Schröder-Preikschat, Inf, U rlangen-nürnberg[-memory.fm, --.] Reproduktion jeder rt oder Verwendung dieser Unterlage, außer zu Lehrzwecken an der Universität rlangen-nürnberg, bedarf der Zustimmung des utors ,. J. Hauck, W. Schröder-Preikschat, Inf, U rlangen-nürnberg[-memory.fm, --.] Reproduktion jeder rt oder Verwendung dieser Unterlage, außer zu Lehrzwecken an der Universität rlangen-nürnberg, bedarf der Zustimmung des utors.. Segmentierung und Seitenadressierung. in- und uslagerung von Seiten Segmentregister logische dresse a s ist nicht nötig ein gesamtes Segment aus- bzw. einzulagern Seiten können einzeln ein- und ausgelagert werden Segmenttabelle Zeiger Seitenzahl f Unterbrechung ja Seiten-Kacheltabelle Startadr. physikalische dresse ffe fxxx ffef a Hardware-Unterstützung Seiten-Kacheltabelle Startadr. Präsenzbit ffe fxxx X Ist das Präsenzbit gesetzt, bleibt alles wie bisher. Ist das Präsenzbit gelöscht, wird eine Unterbrechung ausgelöst (Page fault). ie Unterbrechungsbehandlung kann nun für das Laden der Seite vom Hintergrundspeicher sorgen und den Speicherzugriff danach wiederholen (benötigt HW Support in der PU). 99-,. J. Hauck, W. Schröder-Preikschat, Inf, U rlangen-nürnberg[-memory.fm, --.] Reproduktion jeder rt oder Verwendung dieser Unterlage, außer zu Lehrzwecken an der Universität rlangen-nürnberg, bedarf der Zustimmung des utors ,. J. Hauck, W. Schröder-Preikschat, Inf, U rlangen-nürnberg[-memory.fm, --.] Reproduktion jeder rt oder Verwendung dieser Unterlage, außer zu Lehrzwecken an der Universität rlangen-nürnberg, bedarf der Zustimmung des utors.

9 . Mehrstufige Seitenadressierung. Translation Look-side uffer eispiel: zweifach indirekte Seitenadressierung logische dresse a Schneller Registersatz wird konsultiert bevor auf die zugegriffen wird: asisregister logische a dresse Seiten-Kacheltabelle Startadr. ffe fxxx Translation Look-side uffer (TL) ffe a f 8 ffe bfff f ffe f ffef a physikalische dresse 99-,. J. Hauck, W. Schröder-Preikschat, Inf, U rlangen-nürnberg[-memory.fm, --.] Reproduktion jeder rt oder Verwendung dieser Unterlage, außer zu Lehrzwecken an der Universität rlangen-nürnberg, bedarf der Zustimmung des utors. 99-,. J. Hauck, W. Schröder-Preikschat, Inf, U rlangen-nürnberg[-memory.fm, --.] Reproduktion jeder rt oder Verwendung dieser Unterlage, außer zu Lehrzwecken an der Universität rlangen-nürnberg, bedarf der Zustimmung des utors.. Mehrstufige Seitenadressierung. Translation Look-side uffer () eispiel: zweifach indirekte Seitenadressierung logische dresse a Schneller Zugriff auf Seitenabbildung, falls Information im vollassoziativen Speicher des TL keine impliziten Speicherzugriffe nötig ei Kontextwechseln muss TL gelöscht werden (lush) ei Zugriffen auf eine nicht im TL enthaltene Seite wird die entsprechende Zugriffsinformation in den TL eingetragen in alter intrag muss zur rsetzung ausgesucht werden TL röße Präsenzbit auch für jeden intrag in den höheren Stufen Tabellen werden aus- und einlagerbar Noch mehr implizite Speicherzugriffe Pentium: aten TL =, ode TL =, Seitengröße K Sparc V9: aten TL =, ode TL =, Seitengröße 8K rößere TLs bei den üblichen Taktraten zur Zeit nicht möglich 99-,. J. Hauck, W. Schröder-Preikschat, Inf, U rlangen-nürnberg[-memory.fm, --.] Reproduktion jeder rt oder Verwendung dieser Unterlage, außer zu Lehrzwecken an der Universität rlangen-nürnberg, bedarf der Zustimmung des utors. 99-,. J. Hauck, W. Schröder-Preikschat, Inf, U rlangen-nürnberg[-memory.fm, --.] Reproduktion jeder rt oder Verwendung dieser Unterlage, außer zu Lehrzwecken an der Universität rlangen-nürnberg, bedarf der Zustimmung des utors.

10 . Invertierte Seiten-Kacheltabelle Zum Umsetzen der dressen nur bbildung der belegten Kacheln nötig eine Tabelle, die zu jeder Kachel die Seitenabbildung hält allstudie: Pentium Physikalische dresse bit breit Pid logische dresse a Suche Kachel- Seitentabelle ffe f a physikalische dresse Segmente S odesegment: enthält Instruktionen S atensegment SS Stacksegment S, S, S zusätzliche Segmente efehle beziehen sich auf eines oder mehrere der Segmente Segmentadressierung Segmentselektor zur uswahl eines Segments: bit bezeichnen das Segment 99-,. J. Hauck, W. Schröder-Preikschat, Inf, U rlangen-nürnberg[-memory.fm, --.] Reproduktion jeder rt oder Verwendung dieser Unterlage, außer zu Lehrzwecken an der Universität rlangen-nürnberg, bedarf der Zustimmung des utors. 99-,. J. Hauck, W. Schröder-Preikschat, Inf, U rlangen-nürnberg[-memory.fm, --.] Reproduktion jeder rt oder Verwendung dieser Unterlage, außer zu Lehrzwecken an der Universität rlangen-nürnberg, bedarf der Zustimmung des utors.. Invertierte Seiten-Kacheltabelle (). Real Mode dressierung Vorteile wenig Platz zur Speicherung der bbildung notwendig Tabelle kann immer im gehalten werden Nachteile prozesslokale zusätzlich nötig für Seiten, die ausgelagert sind diese können aber ausgelagert werden Suche in der KST ist aufwendig insatz von ssoziativspeichern und Hashfunktionen. Systemaufruf rmitteln der Seitengröße des etriebssystems int getpagesize(void); dressgenerierung im Real Mode bit breiter Segmentselektor wird als bit breite dresse interpretiert und auf die logische dresse addiert Segmentselektor logische dresse 9 9 physikalische dresse 99-,. J. Hauck, W. Schröder-Preikschat, Inf, U rlangen-nürnberg[-memory.fm, --.] Reproduktion jeder rt oder Verwendung dieser Unterlage, außer zu Lehrzwecken an der Universität rlangen-nürnberg, bedarf der Zustimmung des utors. 99-,. J. Hauck, W. Schröder-Preikschat, Inf, U rlangen-nürnberg[-memory.fm, --.] Reproduktion jeder rt oder Verwendung dieser Unterlage, außer zu Lehrzwecken an der Universität rlangen-nürnberg, bedarf der Zustimmung des utors. 8

11 . Protected Mode dressierung. dressberechnung bei Segmentierung Vier etriebsmodi (Stufen von Privilegien) Stufe : höchste Privilegien (privilegierte efehle, etc.): S Kern Stufe : S Treiber Stufe : S rweiterungen Stufe : enutzerprogramme Speicherverwaltung kann nur in Stufe konfiguriert werden Segmentselektoren enthalten Privlegierungsstufe Stufe des odesegments entscheidet über Zugriffserlaubnis Segmentselektoren werden als Indizes interpretiert Tabellen von Segmentdeskriptoren lobale eskriptor Tabelle Lokale eskriptor Tabelle Verwendung der Protected mode dressierung Segmentselektor logische dresse asisadr. Länge bit bit wähle aus LTR TR x 9 ja Unterbrechung physikalische dresse 99-,. J. Hauck, W. Schröder-Preikschat, Inf, U rlangen-nürnberg[-memory.fm, --.] Reproduktion jeder rt oder Verwendung dieser Unterlage, außer zu Lehrzwecken an der Universität rlangen-nürnberg, bedarf der Zustimmung des utors ,. J. Hauck, W. Schröder-Preikschat, Inf, U rlangen-nürnberg[-memory.fm, --.] Reproduktion jeder rt oder Verwendung dieser Unterlage, außer zu Lehrzwecken an der Universität rlangen-nürnberg, bedarf der Zustimmung des utors.. Protected Mode dressierung (). dressberechnung bei Paging eskriptortabelle enthält bis zu 89 Segmentdeskriptoren Inhalt des Segmentdeskriptors: physikalische asisadresse Längenangabe ranularität (ngaben für ytes oder Seiten) Präsenzbit Privilegierungsstufe globale eskriptortabelle für alle Prozesse zugänglich (Register TR) lokale eskriptortabelle pro Prozess möglich (Register LTR gehört zum Prozesskontext) Seitenadressierung wird der Segmentierung nachgeschaltet Segmentselektor logische dresse segmentierte dresse Segmentierung: R (Page directory base register) Page irectory Page Table physikalische dresse 99-,. J. Hauck, W. Schröder-Preikschat, Inf, U rlangen-nürnberg[-memory.fm, --.] Reproduktion jeder rt oder Verwendung dieser Unterlage, außer zu Lehrzwecken an der Universität rlangen-nürnberg, bedarf der Zustimmung des utors. 99-,. J. Hauck, W. Schröder-Preikschat, Inf, U rlangen-nürnberg[-memory.fm, --.] Reproduktion jeder rt oder Verwendung dieser Unterlage, außer zu Lehrzwecken an der Universität rlangen-nürnberg, bedarf der Zustimmung des utors.

12 . dressberechnung bei Paging () Zweistufige Seitenadressierung irectory Page table Seitengröße fest auf 9 ytes Inhalt des Seitendeskriptor Kacheladresse irty it: Seite wurde beschrieben ccess it: Seite wurde gelesen oder geschrieben Schreibschutz: Seite nur lesbar Präsenzbit: Seite ausgelagert ( its für S-Informationen nutzbar) Kontrolle des Prozessorcaches. Physical-ddress-xtension (P) () b Pentium Pro vierelementige Tabelle von Page-irectory-Pointers statt it breite physikalische dressumsetzung für den Seitenanfang it statt it breite Tabelleneinträge spezieller hipsatz erforderlich dressierbarer von yte etrennte TLs für odesegment und atensegmente inträge für atenseiten; inträge für odeseiten 99-,. J. Hauck, W. Schröder-Preikschat, Inf, U rlangen-nürnberg[-memory.fm, --.] Reproduktion jeder rt oder Verwendung dieser Unterlage, außer zu Lehrzwecken an der Universität rlangen-nürnberg, bedarf der Zustimmung des utors. 99-,. J. Hauck, W. Schröder-Preikschat, Inf, U rlangen-nürnberg[-memory.fm, --.] Reproduktion jeder rt oder Verwendung dieser Unterlage, außer zu Lehrzwecken an der Universität rlangen-nürnberg, bedarf der Zustimmung des utors.. Physical-ddress-xtension (P) emeinsamer Speicher (Shared Memory) R Nachgeschaltete dreistufige Seitenadressierung Page ir. Pointers Segmentselektor logische dresse segmentierte dresse Segmentierung: 9 Page ir. Page Table Speicher, der mehreren Prozessen zur Verfügung steht gemeinsame Segmente (gleiche inträge in verschiedenen Segmenttabellen) gemeinsame Seiten (gleiche inträge in verschiedenen s) gemeinsame Seitenbereiche (gemeinsames Nutzen einer bei mehrstufigen Tabellen) emeinsamer Speicher wird beispielsweise benutzt für Kommunikation zwischen Prozessen gemeinsame efehlssegmente physikalische dresse 99-,. J. Hauck, W. Schröder-Preikschat, Inf, U rlangen-nürnberg[-memory.fm, --.] Reproduktion jeder rt oder Verwendung dieser Unterlage, außer zu Lehrzwecken an der Universität rlangen-nürnberg, bedarf der Zustimmung des utors. 99-,. J. Hauck, W. Schröder-Preikschat, Inf, U rlangen-nürnberg[-memory.fm, --.] Reproduktion jeder rt oder Verwendung dieser Unterlage, außer zu Lehrzwecken an der Universität rlangen-nürnberg, bedarf der Zustimmung des utors.

13 emeinsamer Speicher () emeinsamer Speicher () Systemaufrufe unter Solaris. rzeugen bzw. Holen eines gemeinsamen Speichersegments int shmget( key_t key, int size, int shmflg ); inblenden und usblenden des Segments in den Speicher void *shmat( int shmid, void *shmaddr, int shmflg ); int shmdt( void *shmaddr ); Kontrolloperation int shmctl( int shmid, int cmd, struct shmid_ds *buf ); Verwendung des Keys lle Prozesse, die auf ein Speichersegment zugreifen wollen, müssen den Key kennen Keys sind eindeutig innerhalb eines (etriebs-)systems Ist ein Key bereits vergeben, kann kein Segment mit gleichem Key erzeugt werden Ist ein Key bekannt, kann auf das Segment zugegriffen werden gesetzte Zugriffsberechtigungen werden allerdings beachtet s können Segmente ohne Key erzeugt werden (private Segmente) Keys werden benutzt für: Queues Semaphore Shared memory segments 99-,. J. Hauck, W. Schröder-Preikschat, Inf, U rlangen-nürnberg[-memory.fm, --.] Reproduktion jeder rt oder Verwendung dieser Unterlage, außer zu Lehrzwecken an der Universität rlangen-nürnberg, bedarf der Zustimmung des utors. 99-,. J. Hauck, W. Schröder-Preikschat, Inf, U rlangen-nürnberg[-memory.fm, --.] Reproduktion jeder rt oder Verwendung dieser Unterlage, außer zu Lehrzwecken an der Universität rlangen-nürnberg, bedarf der Zustimmung des utors. 9 emeinsamer Speicher () Virtueller Speicher Prinzip der shm* Operationen Key Key Key Key gemeinsame Speichersegmente ntkoppelung des Speicherbedarfs vom verfügbaren Prozesse benötigen nicht alle Speicherstellen gleich häufig bestimmte efehle werden selten oder gar nicht benutzt (z.. ehlerbehandlungen) bestimmte atenstrukturen werden nicht voll belegt Prozesse benötigen evtl. mehr Speicher als vorhanden dressraum Prozess dressraum Prozess Idee id= shmget( Key, ); shmat( id, NULL, ); id= shmget( Key, ); shmat( id, NULL, ); id= shmget( Key, ); shmat( id, NULL, ); shmat( id, NULL, ); Vortäuschen eines großen s inblenden benötiger Speicherbereiche bfangen von Zugriffen auf nicht-eingeblendete ereiche ereitstellen der benötigen ereiche auf nforderung uslagern nicht-benötigter ereiche 99-,. J. Hauck, W. Schröder-Preikschat, Inf, U rlangen-nürnberg[-memory.fm, --.] Reproduktion jeder rt oder Verwendung dieser Unterlage, außer zu Lehrzwecken an der Universität rlangen-nürnberg, bedarf der Zustimmung des utors ,. J. Hauck, W. Schröder-Preikschat, Inf, U rlangen-nürnberg[-memory.fm, --.] Reproduktion jeder rt oder Verwendung dieser Unterlage, außer zu Lehrzwecken an der Universität rlangen-nürnberg, bedarf der Zustimmung des utors.

14 . emand Paging. emand Paging () ereitstellen von Seiten auf nforderung virtueller dressraum 8 9 Kacheln im Präsenzbit Hintergrundspeicher Reaktion auf Seitenfehler virtueller dressraum 8 9 lade v in Kacheln im Präsenzbit etriebssystem inlagern der Seite Hintergrundspeicher rmitteln der ausgelagerten Seite 99-,. J. Hauck, W. Schröder-Preikschat, Inf, U rlangen-nürnberg[-memory.fm, --.] Reproduktion jeder rt oder Verwendung dieser Unterlage, außer zu Lehrzwecken an der Universität rlangen-nürnberg, bedarf der Zustimmung des utors. 99-,. J. Hauck, W. Schröder-Preikschat, Inf, U rlangen-nürnberg[-memory.fm, --.] Reproduktion jeder rt oder Verwendung dieser Unterlage, außer zu Lehrzwecken an der Universität rlangen-nürnberg, bedarf der Zustimmung des utors.. emand Paging (). emand Paging () Reaktion auf Seitenfehler virtueller dressraum 8 9 lade v in Unterbrechung Kacheln im Präsenzbit etriebssystem Hintergrundspeicher Reaktion auf Seitenfehler virtueller dressraum 8 9 lade v in npassen der Kacheln im Präsenzbit etriebssystem Hintergrundspeicher 99-,. J. Hauck, W. Schröder-Preikschat, Inf, U rlangen-nürnberg[-memory.fm, --.] Reproduktion jeder rt oder Verwendung dieser Unterlage, außer zu Lehrzwecken an der Universität rlangen-nürnberg, bedarf der Zustimmung des utors. 99-,. J. Hauck, W. Schröder-Preikschat, Inf, U rlangen-nürnberg[-memory.fm, --.] Reproduktion jeder rt oder Verwendung dieser Unterlage, außer zu Lehrzwecken an der Universität rlangen-nürnberg, bedarf der Zustimmung des utors.

15 . emand Paging () Reaktion auf Seitenfehler virtueller dressraum 8 9 Wiederholen des Zugriffs lade v in Kacheln im Präsenzbit etriebssystem Hintergrundspeicher. Seitenersetzung Was tun, wenn keine freie Kachel vorhanden? ine Seite muss verdrängt werden, um Platz für neue Seite zu schaffen! uswahl von Seiten, die nicht geändert wurden (irty bit in der ) Verdrängung erfordert uslagerung, falls Seite geändert wurde Vorgang: Seitenfehler (Page fault): Unterbrechung uslagern einer Seite, falls keine freie Kachel verfügbar inlagern der benötigten Seite Wiederholung des Zugriffs Problem Welche Seite soll ausgewählt werden? 99-,. J. Hauck, W. Schröder-Preikschat, Inf, U rlangen-nürnberg[-memory.fm, --.] Reproduktion jeder rt oder Verwendung dieser Unterlage, außer zu Lehrzwecken an der Universität rlangen-nürnberg, bedarf der Zustimmung des utors. 99-,. J. Hauck, W. Schröder-Preikschat, Inf, U rlangen-nürnberg[-memory.fm, --.] Reproduktion jeder rt oder Verwendung dieser Unterlage, außer zu Lehrzwecken an der Universität rlangen-nürnberg, bedarf der Zustimmung des utors.. emand Paging () rsetzungsstrategien Performanz von emand paging Keine Seitenfehler effektive Zugriffszeit zw. und Nanosekunden Mit Seitenfehler p sei Wahrscheinlichkeit für Seitenfehler; p nahe Null nnahme: Zeit zum inlagern einer Seite vom Hintergrundspeicher gleich Millisekunden (8 ms Latenz, ms Positionierzeit, ms Übertragungszeit) nnahme: normale Zugriffszeit ns ffektive Zugriffszeit: ( p) + p = p Seitenfehler müssen so niedrig wie möglich gehalten werden etrachtung von rsetzungsstrategien und deren Wirkung auf Referenzfolgen Referenzfolge olge von Seitennummern, die das Speicherzugriffsverhalten eines Prozesses abbildet rmittlung von Referenzfolgen z.. durch ufzeichnung der zugegriffenen dressen Reduktion der aufgezeichneten Sequenz auf Seitennummern Zusammenfassung von unmittelbar hintereinanderstehenden Zugriffen auf die gleiche Seite eispiel für eine Referenzfolge:,,,,,,,,,,, bwandlung: emand zero für nicht initialisierte aten 99-,. J. Hauck, W. Schröder-Preikschat, Inf, U rlangen-nürnberg[-memory.fm, --.] Reproduktion jeder rt oder Verwendung dieser Unterlage, außer zu Lehrzwecken an der Universität rlangen-nürnberg, bedarf der Zustimmung des utors. 99-,. J. Hauck, W. Schröder-Preikschat, Inf, U rlangen-nürnberg[-memory.fm, --.] Reproduktion jeder rt oder Verwendung dieser Unterlage, außer zu Lehrzwecken an der Universität rlangen-nürnberg, bedarf der Zustimmung des utors. 8