In diesem Kapitel will ich die Grundlagen legen, die für das Verständnis von Mac OS X hilfreich sind.

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1 11 In diesem Kapitel will ich die Grundlagen legen, die für das Verständnis von Mac OS X hilfreich sind. Unterschiede zu anderen Systemen Abb. 2 1 Die Grundarchitektur Diese Beschreibung von Mac OS X ist sicherlich jedem Anwender bekannt, der eine Version gekauft oder nur einmal Steve Jobs zugesehen hat. Der Kern von Mac OS X ist, wie Sie hier sehen können, Darwin, das aus vielerlei Services besteht. Darwin enthält vor allem den Mach Mikrokern und den FreeBSD-Teil. Auf beide will ich im Verhältnis zu den anderen Technologien etwas mehr eingehen, da sie das Fundament von Mac OS X und der Systemverwaltung sind. Darwin ist Dreh- und Angelpunkt 2.1 Betriebssystem-Grundlagen Da sich Mac OS X sehr stark von Mac OS 9 unterscheidet und viele komplexe Konzepte implementiert, gebe ich Ihnen hier eine Einführung in diverse Gedanken und Überlegungen, die in einem Multi-User/ Multitasking-System bei der Entwicklung und dem Design wichtig Überlegungen in Multitasking/Multi-User- Systemen

2 12 sind. Wenn Sie Betriebssysteminterna nicht interessieren, können Sie gleich zu den Beschreibungen von Darwin, Mach und BSD gehen. Ich möchte mich hier auf zwei gravierende Bestandteile von Betriebssystemen beschränken: das Speichermanagement und das Prozesssystem Prozesssystem Der Begriff Prozess ist nicht eindeutig definiert. Als Ausgangspunkt für die folgenden Betrachtungen soll die Aussage gelten: Ein Prozess ist ein in Ausführung befindliches Programm! Mehrere Prozesse arbeiten Moderne Betriebssysteme erlauben Multitasking, d. h., mehrere Prozesse befinden sich gleichzeitig im System und werden von einem Prozessor (CPU) bedient. Alle Prozesse brauchen bestimmte Ressourcen des Systems. Durch Multitasking im Betriebssystem wird auch die Grundlage für Multiprozessor-Systeme geschaffen. Der Prozessor schaltet dabei rasch zwischen den einzelnen Prozessen hin und her (time slicing), um die Illusion zu vermitteln, die Prozesse würden real gleichzeitig ablaufen (es sei denn, Sie haben ein Multiprozessor-System). Ein Prozess besteht aus: dem Speicherabbild, d. h. den Programmanweisungen und Daten, die im Hauptspeicher liegen der Registerbelegung den Verwaltungsinformationen, z. B. der Prozessdateitabelle Prozesskontrollblock Die Registerbelegung und Verwaltungsinformationen werden oft als Prozess-Kontext bezeichnet und durch PCB (Prozesskontrollblock) beschrieben. In der Programmiersprache C (oder anderen prozeduralen Programmiersprachen) ist dies ein record oder struct. Der PCB enthält im Normalfall die folgenden Details: Einen eindeutigen Namen (in Unix, damit also auch Mac OS X, ist das die PID) Den Namen des Benutzers, zu dem der Prozess gehört Den aktuellen Prozesszustand Falls der Prozess wartet, enthält er eine Beschreibung des Ereignisses, auf das der Prozess wartet Die Ablaufpriorität des Prozesses Die Inhalte der Register Die Adresse des vom Programm belegten Hauptspeichers Das Programmstatuswort (PSW). Das PSW beinhaltet zusätzliche Informationen, die der Kernel über den Prozess kennt.

3 2.1 Betriebssystem-Grundlagen 13 Bei der Zuteilung des Prozessors an die Prozesse greift das Betriebssystem auf den PCB zu, damit der Prozess an seiner unterbrochenen Stelle fortfahren kann. Verlässt der Prozess den aktiven Zustand, dann werden die Daten, die für die Fortsetzung des Prozesses benötigt werden, in den PCB geschrieben. Ein Prozess wird in einem Unix-System entweder durch einen fork()-aufruf oder einen exec()-aufruf erzeugt. exec() kam erst später dazu. fork () dupliziert den eigenen Prozess und überlagert die Kopie mit dem neuen Prozess. Das ist hilfreich, wenn der aktuelle Prozess weiterbestehen soll. Was aber passiert, wenn der Prozess als Dispatcher fungiert und danach nicht mehr gebraucht wird? Es müsste mit fork () ein neuer Prozess erzeugt werden, der sich dann selbst beenden muss. exec () dagegen vereinfacht das, indem es den aktuellen Prozess überlagert. Damit wird ein neues Programm aus einem aktiven Programm gestartet. Als dritter wichtiger Systemaufruf gilt wait(). Ein Prozess kann sich in einem von vielen unterschiedlichen Zuständen befinden. Dazu gehören: Aktiv (running) Der Prozess wird vom Prozessor bearbeitet. Es wird unterschieden, ob er im Benutzer- (user mode) oder Systemmodus (kernel mode) durchgeführt wird. Bereit (ready) Der Prozess ist bereit fortzufahren, aber der Prozessor ist durch einen anderen Prozess belegt. Blockiert (blocked, asleep) Der Prozess wartet auf ein Ereignis. Dieses Ereignis stellt in der Regel ein Warten auf eine Ein- oder Ausgabe dar. Das liegt daran, das I/O-Geräte wesentlich langsamer sind als Prozessor oder Hauptspeicher. Damit der Prozessor nicht warten muss, sondern andere Aktionen, die anstehen, ausführen kann, teilt das Betriebssystem den Prozessor in diesem Fall einem anderen Prozess zu. Die Übergänge zwischen den verschiedenen Zuständen (states) sind nicht wahllos, sondern folgen einem strikten Schema (siehe Abb. 2 2). Die Entscheidung, welcher Prozess als Nächstes zum Zuge kommen soll, trifft der Scheduler. Die eigentliche Vergabe des Prozessors übernimmt der Dispatcher. Nach Ablauf einer Zeitscheibe wird ein Unterbrechungssignal erzeugt. Der Prozessor wird dem Prozess entzogen und einem anderen Prozess zugewiesen. Der Prozess kann selbst auf ein Ereignis warten, oder es wird im Zuge der Abarbeitung der Ein-/Ausgabe auf ein Ereignis gewartet. Der Prozessor wird einem anderen Prozess zugeteilt. Prozessübergänge Bereit Dispatch Aktiv Aktiv Timer Bereit Aktiv Schlaf Blockiert

4 14 Abb. 2 2 Prozesszustände Blockiert Wach auf Bereit Erzeugen und Warten Ausführung Nach Eintritt des Ereignisses (Signal) überführt das Betriebssystem alle Prozesse, die auf ein Ereignis gewartet haben, in den Zustand»Bereit«. Moderne Betriebssysteme werden daher als ereignisgesteuert (event driven) bezeichnet. Die Entscheidung, an welcher Stelle der bereit gewordene Prozess in der Warteschlange eingeordnet werden soll, trifft der Scheduler. Dies ist abhängig von der Strategie, die der Scheduler anwendet (siehe Seite 16), und der evtl. vorhandenen Priorität. Hier die detaillierte Beschreibung der Prozessübergänge (siehe Abb. 2 3): An einem Beispiel sehen Sie, wie ein Prozess die Zustände durchläuft. Der Prozess beginnt im Zustand»erzeugt«(8), nachdem sein Vaterprozess den Systemaufruf fork() abgesetzt hat. Ist diese Aufbauphase abgeschlossen, geht der Prozess in den Zustand»bereit im Speicher«(3) über. Irgendwann kommt dieser Prozess zur Ausführung und geht in den Zustand»Ablauf Systemmodus«(2) über, in dem er seinen Teil des fork() Aufrufs beendet. Nach Beendigung des Systemaufrufs geht der Prozess in den Zustand»Ablauf Benutzermodus«(1) über und arbeitet im Benutzermodus weiter. Nach einiger Zeit wird der Prozessor durch den Zeitgeber unterbrochen (clock tick) und der Prozess geht wieder in den Zustand»Ablauf Systemmodus«(2) über, um diesen Interrupt zu bedienen. Unterbrechungen (Interrupts) werden im Kontext des gerade aktiven Prozesses behandelt, unabhängig davon, ob die Unterbrechung etwas mit dem aktiven Prozess zu tun hat oder nicht.

5 2.1 Betriebssystem-Grundlagen 15 Abb. 2 3 Detaillierte Prozessübergänge Nachdem der Interrupthandler die Unterbrechung abgearbeitet hat, wird vom Kernel entschieden, ob ein anderer Prozess zur Ausführung kommen soll. Ist dies der Fall, geht der Prozess in den Zustand»verdrängt«(7) über und ein anderer Prozess wird aktiv. Die Zustände»verdrängt«(7) und»bereit im Speicher«(3) sind in Wirklichkeit identisch, was durch die gestrichelte Linie angedeutet ist. Die beiden Zustände werden hier getrennt dargestellt, um zu zeigen, dass einem Prozess im Systemmodus nur dann der Prozessor entzogen werden kann, wenn er im Begriff ist, in den Benutzermodus zurückzukehren. Einem Prozess im Systemmodus kann der Prozessor nicht durch Vorrangunterbrechung (Preemption) entzogen werden. Nach einer Weile kommt der Prozess wieder an die Reihe und geht in den Zustand»Ablauf Benutzermodus«(1) über. Führt der Prozess einen Systemaufruf aus, geht er in den Zustand»Ablauf Systemmodus«(2) über. Die Erledigung des Systemaufrufs verlangt einen Zugriff auf die Festplatte und der Prozess muss auf die Beendigung warten. Dann geht er in den Zustand»schlafend im Speicher«(4) über und ein anderer Prozess kann zur Ausführung kommen. Verdrängt Nur im Benutzermodus verdrängen Warten auf die I/O

6 16 Ein Prozess, der im Systemmodus auf ein Ereignis wartet, kann von einem anderen Prozess verdrängt werden. Wach auf Nach einer Weile, in der andere Prozesse zur Ausführung kommen, wird der Kern durch eine Unterbrechung (I/O-Interrupt) informiert, dass die Ein-/Ausgabe abgeschlossen ist. Aufgabe des Interrupthandlers ist es, alle Prozesse, die auf dieses Ereignis gewartet haben, aufzuwecken, d. h., sie in den Zustand»ablauffähig im Speicher«(3) (bzw.»ablauffähig ausgelagert«(5)) zu versetzen. Nun kann der Prozess wieder aktiv werden (»Ablauf Systemmodus«(2)) und den Systemaufruf beenden. Danach kehrt er in den Zustand»Ablauf Benutzermodus«(1) zurück. exit Will sich ein Prozess beenden, führt er den Systemaufruf exit () aus, geht also in den Zustand»Ablauf Systemmodus«(2) über. Der letzte Zustand eines Prozesses ist Zombie (9), in dem nur noch Rückgabewerte für den Vaterprozess aufbewahrt werden. Um diese Mechanismen und Übergänge ausführen zu können, gibt es verschiedene Scheduling-Strategien. Scheduling-Strategien Das Ziel einer Scheduling-Strategie kann sein: Es ist fair zu allen Benutzern (Prozessen) Der Durchsatz der Anlage wird maximiert Die Antwortzeiten werden minimiert Das Verhalten ist vorhersagbar Es wird der geringstmögliche Verwaltungsaufwand (Overhead) benötigt Die Ressourcenauslastung wird maximiert Es wird garantiert, dass ein Prozess innerhalb endlicher Zeit abgearbeitet wird Das System arbeitet unter hoher Last sinnvoll Scheduling-Kriterien Kriterien, nach denen ein Scheduler arbeiten kann sind: Der Ressourcenbedarf des Prozesses: Erzeugt ein Prozess hauptsächlich Ein-/Ausgabeaufträge (I/O bound) oder ist er rechenintensiv (CPU bound)? Ist der Prozess ein Batch-Auftrag oder ist er interaktiv? Bei Betriebssystemen mit Echtzeitanforderungen: Wie nah ist die geforderte Reaktionszeit des Prozesses (deadline scheduling)? Die Priorität des Prozesses Wie oft wurde der Prozess bis jetzt unterbrochen? Wieviel Rechenzeit hat der Prozess bis jetzt verbraucht? Wieviel Rechenzeit benötigt der Prozess noch?

7 2.1 Betriebssystem-Grundlagen 17 Scheduling-Strategien können danach unterschieden werden, ob sie Vorrangunterbrechung (preemption) zulassen oder nicht, und ob sie mit Zeitscheibensteuerung (time-slicing, time-sharing) arbeiten. Bei Vorrangunterbrechung wird einem Prozess der Prozessor entzogen, wenn ein Prozess mit höherer Priorität bereit gestellt wurde. Bei Zeitscheibensteuerung wird einem Prozess der Prozessor entzogen, wenn die Zeitscheibe abgelaufen ist. Die folgende Tabelle soll einen Überblick über mögliche Verfahren geben. Präemptiv und zeitgesteuert Verfahren FIFO First In First Out Round-Robin Shortest Job First Beschreibung FIFO bedeutet, dass der Prozess, der zuerst gestartet wird, bedient wird, und die Prozesse dann in der Reihenfolge ihres Eintreffens abgearbeitet werden. Ein Prozess behält den Prozessor, bis er ihn selber wieder freigibt. FIFO arbeitet ohne Vorrangunterbrechung. Der Vorteil dieses Verfahrens ist die Einfachheit. Die Nachteile sind: Wenn der erste Prozess den Prozessor nicht mehr freigibt, weil er vielleicht abgestürzt ist oder sich in einer Endlosschleife befindet, kommen die anderen Prozesse nicht mehr an die Reihe. Das ist mit den oben genannten Zielen und Kriterien nicht vereinbar. Round-Robin ist FIFO mit Preemption. Der unterbrochene Prozess wird ans Ende der Warteschlange angehängt! Der Vorteil gegenüber FIFO ist der Mechanismus der Preemption. Jeder Prozess bekommt die gleiche Zeitscheibe. Auf der anderen Seite gibt es hier keine Prioritäten für wichtigere Prozesse und auch die Größe des Prozesses spielt keine Rolle. Die Warteschlange des Prozessors ist nach Prozessgröße (gemessen z. B. in notwendigen CPU-Sekunden) sortiert. Kleine Prozesse werden vor großen Prozessen abgearbeitet. Es findet keine Vorrangunterbrechung statt. Auch hier ist der Nachteil, dass es keine Unterbrechung vom Betriebssystem gibt. Erst wenn der Prozess sich selbst beendet oder den Prozessor freigibt, wird der Prozessor für andere Prozesse freigegeben. Auf der anderen Seite werden kurze Prozesse vorn eingefügt und erlauben so eine effizientere Ausführung vieler kleiner Prozesse. Der Nachteil liegt darin, dass wenn viele kleine Prozesse permanent erzeugt werden, große Prozesse möglicherweise nie an die Reihe kommen. Daher wurde dieses Modell um Preemption erweitert und es heißt Shortest Remaining Time Next Tab. 2 1 Scheduling-Verfahren

8 18 Verfahren Shortest Remaining Time Next Highest Response Ratio Next Multilevel Queues Beschreibung Die Warteschlange vor dem Prozessor ist nach Prozessgrößen sortiert. Einem Prozess kann der Prozessor entzogen werden. In diesem Fall wird der Prozess entsprechend seiner verbleibenden Größe in die Warteschlange einsortiert. Der Vorteil ist, dass die Prozesse in ihrer verbleibenden Zeit immer kleiner werden und dadurch immer schneller abgearbeitet werden. Durch die Preemption ist auch gewährleistet, dass sie den Prozessor nicht ewig benötigen. Es kann jetzt zu der Situation kommen, dass der Prozess nie aufhört und mit kleiner Restlaufzeit immer wieder in der Queue landet. Damit werden große Prozesse nur sehr spät oder selten gescheduled und zur Ausführung gebracht. Die Priorität eines Prozesses wird durch das Verhältnis von Antwortzeit zu Prozessgröße (Bedienzeit) ermittelt. Je größer dieses Verhältnis ist, desto eher gelangt der Prozess zur Ausführung. Die Antwortzeit ist definiert als Summe aus Wartezeit in der Warteschlange und der benötigten Bedienzeit: Priorität=(Wartezeit+Bedienzeit)/Bedienzeit HRRN arbeitet ohne Vorrangunterbrechung, und damit gelten alle Nachteile, die schon oben erwähnt wurden. Der Vorteil liegt in der Vergabe der Prioritäten und der Abhängigkeit zur Vergangenheit. Wer lange gewartet hat, wird eher zur Ausführung gebracht. Damit wird eine gewisse Gleichberechtigung geschaffen, die aber ohne Preemption nicht sehr viel wert ist. Es wird in diesem Fall nicht eine, sondern es werden mehrere Warteschlangen vom Prozessor verwaltet. Dies bietet die Möglichkeit, Prozesse entsprechend eines Kriteriums (z. B. interaktiv/batch) in eine der Warteschlangen einzuordnen und nach einer dem Kriterium angemessenen Scheduling-Strategie zu bedienen. Zusätzlich zu den Scheduling-Strategien der einzelnen Warteschlangen muss hier auch noch eine Scheduling-Strategie für die Bedienreihenfolge der Warteschlangen untereinander festgelegt werden. Dynamisch oder statisch Prioritäten können statisch oder dynamisch vergeben werden. Dynamische Prioritäten spiegeln das Verhalten des Prozesses in der Vergangenheit wider. Kriterien dafür sind z. B. die CPU-Zeit oder die Speicherressourcen, die der Prozess bisher benutzt hat oder benötigen wird Speichersystem Virtuelles Speichermanagement Jedes Betriebssystem, das Multitasking-fähig ist, braucht eine gute Hauptspeicher-Verwaltungsstrategie. Der Speicher muss zwischen den Prozessen möglichst effizient verwendet werden. Des Weiteren muss

9 2.1 Betriebssystem-Grundlagen 19 sich das Speichermanagement auch am Prozessmanagement orientieren. Zur Hauptspeicherverwaltung gehören die Hauptspeicher-Organisation und die Hauptspeicherverwaltungsstrategien. Wesentlich für modernere Betriebssysteme ist die virtuelle Verwaltung des Speichers in Seiten oder Segmenten. Ein Segment ist die Region eines Adressraumes für einen Prozess [Intel84]. Eine Seite ist eine Einheit mit fester Größe. Die folgende Tabelle gibt einen Vergleich zwischen Segmenten und Seiten. Segmente Teilen den Hauptspeicher in Blöcke unterschiedlicher Größe Sind größer als Seiten und durch den realen Speicherplatz begrenzt Bilden logisch zusammenhängende Programmteile in den Speicher ab Die Zugriffsberechtigungen sind genau auf ein Segment dosierbar Segmente werden als Ganzes bewegt (swapping) Zwischen Segmenten können Lücken auftreten (externe Fragmentierung) Frei werdender Speicher muss mit angrenzendem Freispeicher verschmolzen werden (coalescing holes) Um Fragmentierung aufzuheben, müssen Segmente verschoben werden (storage compaction) Seiten Teilen den Hauptspeicher in Seiten gleicher Größe Sind zwischen 512 B und 4kB groß. Programme sind nicht durch den realen Speicherplatz begrenzt Haben keinen Bezug zur Programmlogik Die Zugriffsberechtigungen sind auf Seiten bezogen Neben Swapping ist auch die Bewegung einzelner Seiten möglich (paging) Innerhalb von Seiten können Speicherplätze nicht belegt sein (interne Fragmentierung) Tab. 2 2 Segmente und Seiten Es gibt im Wesentlichen drei Strategien für die Verwaltung des Hauptspeichers: Hauptspeicher Verwaltungsstrategien 1. Ladestrategie (fetch strategy) 2. Positionierungsstrategie (placement strategy) 3. Ersetzungsstrategie (replacement strategy) Die Ladestrategie beantwortet die Frage, wann in den Hauptspeicher geladen wird. Hierbei gibt es zwei Möglichkeiten: Ladestrategie 1. Wenn es vom Betriebssystem verlangt wird (demand fetch) oder 2. versucht werden soll, die Anforderung vorwegzunehmen (anticipatory fetch).

10 20 Positionierungsstrategie Die Positionierungsstrategie beschäftigt sich mit der Frage, an welche Stelle im Hauptspeicher geladen werden soll (insbesondere wenn Segmentierung verwendet wird). Hier gibt es drei Möglichkeiten. Tab. 2 3 Speicherpositionierungsstrategien Strategie First fit An die erste passende Stelle, die gefunden wird Best fit An die kleinste passende Stelle Worst fit An die größte freie Stelle Beschreibung Dieses ist sehr einfach zu realisieren und funktioniert sehr schnell. Dafür kann durch diesen Mechanismus der Fall entstehen, dass es ganz viele kleine freie Bereiche im Speicher gibt, die aber nicht mehr gebraucht werden können, weil sie zu klein sind. Hier wird die Speicherstelle gesucht, in die der Block gerade noch hineinpasst. Der Speicher wird so effektiv wie möglich verwendet, auch wenn hier noch Löcher entstehen können, die sehr klein sind. Die Effizienz kann gesteigert werden, wenn die Liste des Freispeichers sortiert wird (z. B. in einer Hashtabelle oder verketteten Liste). Die Idee hierbei ist, die entstehenden Restblöcke so groß wie möglich zu halten und somit die Weiterverwendbarkeit zu garantieren. Das kann dazu führen, dass ein großer Prozess nicht mehr in den Speicher passt, obwohl noch Platz wäre. Alle Löcher sind etwas kleiner als benötigt. Ersetzungsstrategie Bei der Ersetzungsstrategie wird entschieden, was passiert, wenn Speicher benötigt wird, der Hauptspeicher aber voll ist. Die sieben Möglichkeiten sind: 1. OPTIMAL Es wird die erste Seite ersetzt, die am längsten nicht mehr benötigt wird. Dieses Verfahren ist optimal, aber in der Praxis nicht anwendbar. 2. FIFO (first in first out) Es wird die älteste Seite ersetzt. Dabei ist die Überlegung: Bei alten Seiten ist die Wahrscheinlichkeit am höchsten, sie nicht mehr zu benötigen. 3. LFU (least frequently used) Die Seite, die am wenigsten referenziert wurde, wird ersetzt. Überlegung: Seiten, die in der Vergangenheit wenig benötigt wurden, werden auch in Zukunft wenig benötigt. 4. MFU (most frequently used) Die am häufigsten referenzierte Seite wird ersetzt. Dabei ist die Überlegung: Seiten, die häufig referenziert wurden, sind bald abgearbeitet. Die noch nicht so häufig referenzierten werden wahrscheinlich öfter benötigt. 5. LRU (least recently used) Es wird die Seite ersetzt, die am längsten nicht mehr referenziert wurde. Dabei ist die Überlegung: Die älteste Seite wird wahrscheinlich nicht mehr benötigt.

11 2.1 Betriebssystem-Grundlagen MRU (most recently used) Die Seite, die zuletzt referenziert wurde, wird ersetzt. Dabei ist die Überlegung: Bei sequenzieller Abarbeitung ist dieses optimal. 7. RANDOM Eine zufällig ausgesuchte Seite wird ersetzt. Überlegung: Bei jeder Strategie gibt es einen worst-case. Dieser wird vermieden. Dafür wird leider auch der best-case vermieden. Da alle Seiten als gleichwertig angesehen werden, ist die Positionierungsstrategie unerheblich. Wann in den Hauptspeicher geladen wird, ist vom Betriebssystem in der Regel vorgegeben. Als interessanter Teil bleibt daher die Ersetzungsstrategie übrig. Unix unterscheidet zwischen zwei Arten der Ein- und Auslagerung: 1. Swapping 2. Paging Es stellt sich nun die Frage, welche Seite ausgelagert wird. Zum Paging gibt es viele komplexe Mechanismen. Mechanismus AGE COW Copy On Write MOD Modified REF Reference Beschreibung Da echtes LRU schwierig zu implementieren ist, wird eine Annäherung an dieses Verfahren verwendet, das auch unter dem Namen NUR (not used recently) bekannt ist. In ihm wird das Bit-Feld AGE durch einen Systemprozess so lange hochgezählt, bis ein Zugriff (s.u. REF) auf die Seite erfolgt. Dann wird das Bit-Feld gelöscht. Seiten mit maximal hochgezähltem Bit-Feld können ausgelagert werden. Prozesse, die unter Verwendung von fork() auseinander hervorgegangen sind, können dieselbe Hauptspeicherseite in ihrem Datensegment adressieren, solange sie auf diese Seite lesend zugreifen. Für solche Seiten ist das Copy on Write-Bit gesetzt. Dies ist das Bit, das durch die Hardware gesetzt wird, sobald der Inhalt der Seite geändert wird. Ist das Modified- Bit nicht gesetzt und existiert auf der Platte noch eine Kopie dieser Seite, muss die Seite nicht ausgelagert werden, sondern kann überschrieben werden. Das REF-Bit wird durch die Hardware gesetzt, sobald auf die Seite zugegriffen wird. Bei jedem Durchlauf führt der page stealer für jede Seite folgende Anweisung aus: IF (REF == 1) AGE = 0; ELSE ++ AGE; REF = 0; Tab. 2 4 Paging-Mechanismen

12 22 Mechanismus VAL Valid PRT Protection Typ Beschreibung Dieses Bit gibt an, ob die Hauptspeicheradresse gültig ist. Diese kann ungültig sein, wenn die Seite ausgelagert wurde. Bits, die angeben, ob die Seite lesbar, les- und schreibbar oder ausführbar ist. Eine Seite, die sich nicht im Hauptspeicher befindet, kann auf der Swap-Platte sein (ausgelagert) oder noch in der Datei, die ausgeführt wird (executable file): Dann enthält die Blocknummer die logische Blocknummer in der Datei oder nicht initialisierte Daten. In diesem Fall muss nur eine Hauptspeicherseite zur Verfügung gestellt werden oder zu Null initialisierte Daten enthalten. Dann muss diese Seite noch mit Nullen initialisiert werden. Von Paging zu Swapping Einlagern Ein page stealer-prozess (pagedaemon) wird vom Betriebssystem aktiviert, wenn eine untere Grenze an freien Seiten unterschritten wurde. Der Prozess macht seine Runde durch den Hauptspeicher so lange, bis durch seine Tätigkeit so viele Hauptspeicherseiten gekennzeichnet (und ausgelagert) wurden, dass eine obere Grenze an freien Seiten verfügbar ist. Dann legt sich dieser Prozess schlafen. Sinkt die Zahl der freien Seiten trotz page stealer auf Null, wird von Paging auf Swapping umgeschaltet, um so größere Mengen zwischen Hauptspeicher und Swapbereich bewegen zu können. Das System schaltet außerdem von Paging in Swapping, wenn so wenig Speicher übrig ist, dass der Pager den Speicher nicht schnell genug frei machen kann oder wenn ein Prozess für mehr als 20 Sekunden inaktiv ist. Dann wird der gesamte Prozess ausgelagert. Wenn das nicht ausreicht, fängt der Swapper-Prozess an, laufende Programme, basierend auf ihrer Priorität auszulagern. Swapping ist generell einfacher umzusetzen aber dabei weniger effektiv. Wenn Speicher frei wird, können Prozesse wieder eingelagert werden. Der Swapper-Prozess wird periodisch aktiviert und lagert so lange bereit gewordene Prozesse in der Reihenfolge ihrer Priorität ein, bis entweder kein bereiter Prozess mehr auf der Platte steht oder kein Platz mehr im Hauptspeicher vorhanden ist: Dann lagert der Swapper Prozesse aus und zwar zunächst schlafende, dann bereite Prozesse (jeweils nach Priorität). Die Priorität setzt sich dabei aus drei Faktoren zusammen: 1. der Verweildauer auf der Platte, 2. der nice-wert des Prozesses und