Speicher- verwaltungweber/bs/weber/memory.pdfSei Seitengröße=offset=12 Bit ≅4KB Seitenrahmen (page frame) 16 Bit: 4 Bit ≅16 Einträge 32 Bit: 20 Bit ≅1 Mill. Einträge

SpeicherSpeicher--verwaltungverwaltung

Kap. 4

Version vom 25.02.2005

Betriebssysteme und Grundlagen verteilter Systeme: © H. Weber, FH WiesbadenSpeicherverwaltung Folie 2

Kap. 4 - Inhalt

ÜbersichtDirekte SpeicherbelegungLogische Adressierung und virtueller SpeicherSeitenverwaltungSegmentierungCacheSpeicherschutz


Übersicht I

Speicher ist neben dem Prozessor das wichtigste BetriebsmittelSpeicherhierarchie


Übersicht II

Typische Speicherhierarchie mit ZahlenZahlen sind sehr grobe Schätzungen

< 1KB

1 MB

128MB – 8GB

20-250GB

20-100GB


Übersicht III

EinteilungAnwenderprogrammeinterner Speicher: z.B. Verwaltung des Heaps durch garbage collector

Hauptspeicher Aufteilung auf Prozesse: globaler vs. lokaler Speicher bei Multiprozessorsystemen

Massenspeicher internes Management bei Dateien, z.B. der Swapdatei

StrategienKomplette Speicherbelegung (Prozeß) auslagern (swapping: langsam)

Speicherteile (Prozeßteile) auslagern


Direkte Speicherbelegung I

Einfache SpeicherbelegungEin Benutzerprogramm ohne Swapping oder Paging


Direkte Speicherbelegung II

Multiprogramming mit festen Partitionen


Direkte Speicherbelegung III

CPU Benutzung als Funktion der Zahl der Prozesse im SpeicherDegree of multiprogramming


Direkte Speicherbelegung IV

Zuordnung durch feste TabellenTabelleneinheit (z.B. 1Bit) gibt Zustand einer Speichereinheit (z.B. 32Bit-Wort oder 4KB-Einheit, ...) an

98 A76543 C21 B0

... 1 1 1 0 0 1 1 1 1 1... 9 8 7 6 5 4 3 2 1 0

Speicherbelegung Belegungstabelle

FREI


Direkte Speicherbelegung V

Zuordnung durch verzeigerte Listen

Speicherbelegung Belegungsliste

98 A76543 C21 B0

FREI.len=2FREI.start=5

C.len=3C.start=2

B.len=2B.start=0

A.len=3A.start=7

Anfang

FREI


Direkte Speicherbelegung VI - Belegungsstrategien

Unabhängig von der Art der Verwaltung derSpeicherbelegungslisten gibt es verschiedene Strategien, um aus der Menge der unbelegten Speicherblöcke den geeignetsten heraus-zusuchen. Ziele: Anzahl der freien Bereich minimierenGröße der freien Bereiche maximieren


Direkte Speicherbelegung VII - Belegungsstrategien

FirstFitNimm das erste, ausreichend große Stück. Aber: Reststücke

NextFitwie FirstFit, aber führe Speicherindex mit

BestFitkleinste freie Stück, das paßt

WorstFitgrößte freie Stück, um große Reststücke zu erreichen

QuickFiteine Liste pro Anforderungsgröße, also pro Datentyp

Buddy-SystemeListen von 2n großen Speicherstücken: 256B, 512B, 1024B, 2048B, ...Kein passendes Stück da: Zerteilen des nächstgrößeren.Verschmelzen mit jeweils dem Partnerstück bei gleichem Adressenanfang


Direkte Speicherbelegung VI - Bewertung

Bewertung der Belegungsstrategien

FirstFit > NextFit, WorstFit, BestFit

Kenntnisse über Speicheranforderungen: QuickFit

Leistungsfähigkeit der buddy-SystemeÜberschlagsrechnung:

mittl. Anforderung = 75%, vergeudet 25%tats. Belegung

⇒ schnell, aber nicht effizient

Verbesserung: halbe oder viertel Partner (aber: Verwaltung!)


Direkte Speicherbelegung VII - Fragmentierung

Fragmentierung und Verschnitt

Interner Verschnitt Interne Zersplitterung durch Heap-BelegungAbhilfe: garbage collector des Programmiersystems

Externer VerschnittFreier Platz zwischen den Programmen im AuslagerungsbereichAbhilfe: zuerst Einlagern großer Prozesse, dann Auffüllen mit kleinen. → swapping kleiner Programme (gegen SJF-Strategie!)Oder: Speicheraufteilung in verschieden große Bereiche, jede mit eigener Warteschlange (IBM OS/MFT): ineffizient!


Direkte Speicherbelegung VIII - Swapping

Speicherallokation ändert sich, wenn – Prozesse in den Speicher eingelagert werden

– den Speicher verlassen

Schattierte Flächen sind ungenutzter Speicher


Direkte Speicherbelegung IX - Swapping

• Platz für wachsendes Datensegment allokieren

• Platz für wachsendes Stack- und Datensegmentallokieren


Virtueller Speicher I - Wozu?

Probleme & EinzellösungenProbleme & EinzellösungenSpeicherzusatzbelegung

Prozeß auslagern, neuen Speicher reservieren, neu einlagernExternen Verschnitt zum Prozeß dazuschlagen (stack & heap)

Relozierung von Programmcoderel. Adressen für GOTO bei allen CPU-Typen bei Einlagerung oder zur Laufzeit absolute Adr. errechnen

SpeicherschutzBetriebssystemkern darf nicht korrumpiert werden (fences,limits), spezielle HW-EinheitProgrammiermodell soll klar, einfach und uniform sein


Virtueller Speicher II

Forderung: lineares ProgrammiermodellFragmente sollen zusammenhängend erscheinenNur inaktive Programmteile werden ausgelagert

Implementierung durch Memory Management Unit MMU

Beliebig langer, Fragmentierter,durchgehender Speicher endlicheri Speicher

∞...

10000

...

90008FFF

...

80007FFF

...0000

13000

...

C000

B8FF...

A900

A783

...2784


Virtueller Speicher III – Funktion und Position der MMU


Virtueller Speicher IV - Wichtige Begriffe

Seiten: Adreßraum ist in Einheiten gleicher Größe (sog. Seiten) aufgeteiltSeitenrahmen: physischer Speicher ist in Einheiten gleicher Größe (sog. Seitenrahmen oder Seitenkacheln) aufgeteiltSeitentabellen: verwalten Zuordung zwischen Seiten und SeitenrahmenSegmente: ähnlich wie Seiten, nur ungleich großSegmenttabellen: ähnlich wie Seitentabellen, mit Größeninformation


Seitenverwaltung I - Seitentabellen

Relation zwischenvirtuellen Adressenund physischen Speicheradressen wird durch die Seitentabelle beschrieben


Seitenverwaltung II - Grundmodell virt. Adreßkonversion

Virtuelle Adresse

PageNr 6 offset

Physikal.Adresse

Seitentabelle Hauptspeicherbelegung

Basisadresse 6 offset

7 Basisadresse 766 Basisadresse 65 Basisadresse 54 Basisadresse 43 Basisadresse 32 Basisadresse 21 Basisadresse 10 Basisadresse 0 ~ ~

~ ~Page 7

~ ~

HSB LSB1 1 0

Page 6


Seitenverwaltung III - Adreßkonversion

Problem: virt. Adreßraum >> phys.AdreßraumRiesige Seitentabellen! Sei Seitengröße=offset=12 Bit ≅ 4KB Seitenrahmen (page frame)

16 Bit: 4 Bit ≅ 16 Einträge32 Bit: 20 Bit ≅ 1 Mill. Einträge64 Bit: 52 Bit ≅ 4 ⋅1015 Einträge

Adreßbegrenzungkleiner Adreßraum, z.B. 30 Bit (1 GB) → 18 Bit ≅ 256 KB Tabelle

Aber: Vergeudung von Platz, da meist nicht benötigt !


Seitenverwaltung IV - Adreßkonversion

Multi-Level-Tabellen

page base table Seitentabellen 2 Speicherbelegung(Seitentabelle1)

3 nicht existent2 nicht existent1 nicht existent0 Seitenadresse7

3 nicht existent2 Seitenadresse51 Seitenadresse 10 Seitenadresse 2

3 nicht existent2 Seitenadresse 61 Seitenadresse 30 Seitenadresse 4

7 Tafeladresse 76 nicht existent5 nicht existent4 nicht existent3 nicht existent2 nicht existent1 Tafeladresse 10 Tafeladresse 0

SeitentabelleProzeßkontext

001 01 offset Virtuelle Adresse

Page 3

~ ~

~ ~Page 7

~ ~offset


Seitenverwaltung V – Adreßkonv.: 3-Level Tabellen

SPARC-Architektur (SUN)


Seitenverwaltung VI – Adreßkonv.: 4-Level-Tabellen

MC 68030 Motorola

Problem: 4 von 5 Speicherzugriffen sind overhead


Seitenverwaltung VII - Adreßkonversion

Problem: Multi-Level-Tabellen sind langsamSPARC: 3-stufig, MC68030 4-stufig (80% länger)und benötigen Tabellenplatz für jeden Prozeß extra.

Lösung. Invertierte Seitentabellen

,

ProzeßId=1virt. reell

0 51 -2 23 -4 75 -

ProzeßId=2virt. reell

0 01 -2 -3 -4 15 3

reell virtuell ProcId0 0 21 4 22 2 13 5 24 - -5 0 16 - -7 4 1


Seitenverwaltung VIII - Adreßkonversion

Problem: Inverse Tabellen sind langsamDurchsuchen der gesamten Tabelle

Lösung. Assoziativer Tabellencache

Assoziativ-speicher

Abfragewort Antwort

ProcId virtuelle reelle Seite1 0 0 0 0 0 01 0 1 0 0 0 10 1 0 0 1 0 21 0 0 1 0 1 30 1 0 0 0 0 50 1 1 0 0 0 7↑ ↑ ↑ ↑ ↑ ↑ ⇓0 1 0 0 0 0 5

X


Seitenverwaltung IX - Shared Memory

Globale Variablen (Prozeßkommunikation)Gemeinsamer Puffer (Semaphor-geregelter Zugriff)Gemeinsam genutzer Code (C-Bibliothek, ..)

⇒ BS-geregelter Zugriff memory mapping

…

Datenvirt. Seite 5

…Prozeß A

…

RAM-Seite123…

phys. Speicher

…

Datenvirt.Seite 10

…Prozeß B…

Datenvirt. Seite 2

…Prozeß C

frei-geben


Seitenverwaltung X - Unix

HPHP--UX: UX: 32 Bit + 16/32 Bit space register4 Segmente (Quadranten)unterschiedl. Funktionalität

Memory-mapped devices (kernel mode)

4GB I/O map

shared memory

3GB • shared libs• shared mem-mapped files

2GB • user stack• u_area• heap• data

1GB

user program0 GB code

I

II

III

IV


Seitenverwaltung XI - Windows NT

Win2000: 32 Bit64 Bit vorgesehen

Virtual memory managerfür Seitenverwaltung 4KB-64KB Seiten2-stufige Seitentabellenpage directory/ page table = PFDShared memory Sonderregelung3.Stufe: zentrale prototype page table

Kernel mode Adressierungdurch 30 Bit phys. Adresse

4 GBlocked

3 GB paged

2 GB kernel

user process0 (paged)


Seitenverwaltung XII - Strategien zur Seitenersetzung

Problem: Begrenzter Hauptspeicher. Welche alte Seite soll durch benötigte Seite ersetzt werden? (Scheduling für Seitenaustauschprozessor) Folge von benötigten Seiten: Referenzfolge

Optimale Strategie (Belady 1966)Ersetze die Seite, die am spätesten benutzt werden wirdBeispiel: 0 1 2 3 4 0 1 5 6 0 1 2 3 4 ...

Ziel 0 1 2 3 4 0 1 5 6 0 1RAM1 0 0 0 0 0 0 0 0 0 0 0RAM2 - 1 1 1 1 1 1 1 1 1 1RAM3 - - 2 4 4 6 6

t = 1 2 3 4 5 6 7 8 9 10 11


Folge 1 2 3 1 4 1 3 2 3 RAM1 1 1 1 1 4 4 4 RAM2 - 2 2 2 2 1 1 1 RAM3 - - 3 3 3 3 3 2

t = 1 2 3 4 5 6 7 8 9

Seitenverwaltung XIII - Strategien zur Seitenersetzung

ProblemProblem: Referenzfolge i.A. nicht bekannt.Ansatz: Statistik notieren pro Seite

Bits R= referenced Reset durch Timer oder EreignisM= modified

FIFO-Strategien: Ersetze die älteste Seitenur älteste Seite ersetzen: Problem mit Hauptseite


Seitenverwaltung XIV - Strategien zur Seitenersetzung

Der clock-AlgorithmusMarkierung im Ringpuffer „letzte Seite“ kreistÜberspringen einer Seite bei R=1 (Second-Chance-Algorithmus)

Älteste Seite

Neue Seite


Seitenverwaltung XV - Strategien zur Seitenersetzung

Die NRU-Strategie (Not Recently Used)Ersetze die Seite mit geringster Nutzung in einem gemeinsamen ZeitraumMit Prioritätsliste bessere Statistik-Ausnutzung:

1) R = 0, M = 0 wenig Nutzung zuerst ersetzen. Clock-Alg!2) R = 0, M = 1 beschriebene Seite3) R = 1, M = 0 genutzte Seite4) R = 1, M = 1 genutzte beschriebene Seiten zuletzt

Ersetze Seite mit kleinster Nummer (2R+M)

Problem: Geringe Differenzierung (Seiten mit gleichem Status)

Not Frequently Used NFU, Least Frequently Used LFUErsetze die Seite mit geringster BenutzungsfrequenzZeitspanne = Existenzzeit des ProzessesProblem: früher aktuelle Seiten dominieren zu lange, „träges“ Verhalten

Alterungsprozeß einführen! Linux: Einen Zähler pro Seite, bei jeder Referenz hochzählen,

Dekrementieren durch Hintergrundsprozeß


Seitenverwaltung XVI - Strategien zur Seitenersetzung

Die LRU-Strategie (Least Recently Used)Seite mit kleinster Benutzungswahrscheinlichkeit (längste Zeitspanne seit letzter Benutzung) zuerst ersetzen

1 1 0 0 0 → 1 0 0 1 1 1 0 1 Seite A

0 1 1 0 1 → 1 1 0 1 1 0 1 0 Seite B

0 1 0 1 0 → 0 1 0 1 1 0 1 1 Seite C

4 3 2 1 0 –1 –2 –3 –4 –5 –6 –7 –8 Zeitpunkt t

R-Bit

Folge 1 2 3 1 4 1 3 2 3 RAM1 1 1 1 1 1 1 1 1 1 RAM2 - 2 2 2 4 4 2 RAM3 - - 3 3 3 3 3 3 3

t = 1 2 3 4 5 6 7 8 9

Zählen durch Schieberegister: 8 Bit-Zahl ~ Aktualität


Seitenverwaltung XVII - Seitenmengen: Das working set

Arbeitsmenge (working set) eines ProzessesMinimale Seitenzahl pro Prozeßfenster (Denning 1980)

Mittlere Seitenzahl pro ProzeßBeispiel: Variable A,B,C,D sind auf verschiedenen Seiten

MOVE A,BMOVE C,D

Denning Working set = 5, unabhängig von evtl. zusätzlichen Seiten

LokalitLokalitäätsprinziptsprinzip!Einlagern von nötigen Seiten: demand pagingEinlagern des working set: prepaging


Seitenverwaltung XVIII - Seitenreferenzen: Lokalitätsprinzip

Benutzte Seiten

Aus

führ

ungs

zeitp

unkt

e


Folge 1 2 3 1 4 1 3 2 3 RAM1 1 1 1 1 1 1 1 1 1 RAM2 - 2 2 2 4 4 2 RAM3 - - 3 3 3 3 3 3 3

t = 1 2 3 4 5 6 7 8 9

Seitenverwaltung XIX - Strategien zur Seitenersetzung

Die Working Set-StrategieSeite außerhalb des working set-Fensters zuerst ersetzenFenster > Speichergröße


Seitenverwaltung XX - Modellierung und Analyse

Optimale SeitenlängeOptimale SeitenlängeHauptspeichergröße k, SW-Seitengröße s Einstufige Seitentabelle mit k/s Einträgen pro ProzeßDatenlänge ist aus ]0,s] mittl. Verschnitt s/2

mittl. Speicherverlust V = (s/2 + k/s) ≡ k fv

größ. Seiten kleinere Tabellen, mehr Verschnittklein. Seiten größere Tabellen, weniger Verschnitt

∂

∂

V ssopt( )

= 012

02−

=

ksopt

12 2=

ksopt

2kOptimum: Ableitung von V(s) wird null

⇔ ⇔ ⇔ sopt=und Verlustfaktor fv = 2/sopt


Seitenverwaltung XXI - Modellierung und Analyse

Weitere KriterienWeitere Kriterien für optimale Seitengröße

große Seiten haben hohen Verschnitt bei geringen zusätzl. Speicheranforderungen (höh. Mittl. Verschnitt)

Zeit, um eine Seite auf den Massenspeicher zu schieben: kleinere Seiten sind schneller geschrieben, aber langsamer gefunden

Speicherverschnitt bei mittl. Dateigröße von 1 kB => nicht zu große Seiten!

Kleine Seitengröße, große Transfermengen => I/OClustermengen, read ahead


Ziel 3 4 0 1 5 6 0 1 2 3 5 6 3 4 0 1 5 6 0 1 2 3 5 6 Ziel RAM1 0 4 4 4 6 6 6 6 6 6 0 0 0 0 5 5 5 5 3 3 RAM1

RAM2 1 1 0 0 0 0 0 2 2 2 1 1 1 1 1 6 6 6 6 5 RAM2

RAM3 2 2 3 1 1 1 1 1 3 3 2 2 2 2 2 2 0 0 0 0 RAM3

RAM4 3 3 2 2 5 5 5 5 5 5 5 3 3 3 3 3 3 3 1 1 1 1 RAM4

- 4 4 4 4 4 4 4 2 2 2 RAM5

Seitenverwaltung XXII - Modellierung und Analyse

Optimale SeitenzahlOptimale Seitenzahl pro Prozeß ?

Beispiel FIFO 4 vs. 5 Seiten für Referenzfolge

Beladys Anomalie: Mehr Ersetzungen trotz mehr Seiten!


Seitenverwaltung XXIII - Modellierung und Analyse

Beispiel LFU 4 Seiten vs. 5 SeitenStack-Notation Zeit

RAM 0 1 3 4 0 1 0 1 RAM

RAM 2 3 4 0 1 1 6 0 1 2 3 5 2 3 4 0 1 1 6 0 1 2 3 5 RAMRAM 1 2 3 4 0 0 1 6 0 1 2 3 1 2 3 4 0 0 1 6 0 1 2 3 RAMRAM 0 1 2 3 4 5 5 5 6 0 1 2 0 1 2 3 4 5 5 5 6 0 1 2 RAM

DISK 0 1 2 3 4 4 4 5 6 0 1 0 1 2 3 4 4 4 5 6 0 1 RAM

DISK 2 3 3 3 4 5 6 0 2 3 3 3 4 5 6 0 DISKDISK 2 2 2 3 4 4 4 2 2 2 3 4 4 4 DISK

a) 4 RAM-Seiten b) 5 RAM-Seiten

LFU-Liste mittels Stack-Liste implementierbar unabhängig von der RAM/DISK-Grenze

Keine Anomalie für alle Stack-Algorithmen beweisbar

Häu

figke

it


Seitenverwaltung XXIV - thrashing

Beobachtung: Bei sehr vielen Prozessen läuft plötzlich das Gesamtsystem langsamer, stattdessen starke Plattenaktivität

Erklärung: Wartezeiten kehren sich um CPU PPUn Prozesse, jeder m<k Seiten

Keine Verzögerung>t S tW

Prozeß 1

Prozeß 2

Prozeß 3

tW tSProzeß 1

Prozeß 2

Prozeß 3

thrashing: >


Seitenverwaltung XXV - Analyse von thrashing


Seitenverwaltung XXVI - Anti-Thrashing Strategien

SpeicherangebotSpeicherangebot muß genügen für working set bei gegebenem Verhältnis Seitenverweilzeit tS

Seitenwechseldauer tT

Page Fault Frequency-Modell PPFWenn Seitenersetzungen pro Zeiteinheit (Seitentauschrate)

> Schwelle, Prozesse stillegen.< Schwelle, Prozesse aktivieren.

(Dynamische Strategie: etwas besser als die statische working-set-Strategie)

Working Set Modellnur so viele Prozesse, wie Speicher für alle working sets fester Größe reicht (z.B. Siemens:BS2000, IBM:CP67)

Programmierungsmaßnahmenlokaler code (inline), lokale Adressreferenzen (z.B. Matrizenmultiplikation) → kleines σT (nötige Seitenzahl)

HardwaremaßnahmenGroße Seiten → großes tS (Festplattenverzögerung!)mehrere parallele swap-Festplatten → kleineres tT


Seitenverwaltung XXVII - Anti-Thrashing Strategien

PPF-Modell


Seitenverwaltung XXVIII - Anti-Thrashing Strategien

Lazy evaluation Vermeide unnötigen Seitentausch

Copy On WriteSeitenkopie erst durchführen, wenn darauf geschrieben wird

Page Out PoolAuszulagernde Seiten zwischenspeichern (standby)

Globale vs. lokale StrategienSpeicheraufteilung je nach ProzeßgrößeStrategien (PPF, LRU,..) nicht isoliert pro Prozeß, sondern global für alle Seiten aller Prozesse (z.B. PPF gleich für alle Prozesse). Nachteil: Nicht „gerecht“


Seitenverwaltung XXIX - Seitenverwaltung

ProblemeProbleme

Paging DemonKapselung als idle-Prozeß, z.B. für page out pool

I/O Pages und Shared Pages (besonders wichtige Seiten)

DMA für ausgelagerte Prozesse: Fehler!Gemeinsame Bibliotheken, shared memory: Probleme beim Auslagern!

Page faults und Instruktionsgrenzen

Bei Seitenfehler: Wiederholung des Befehls. Aber wo fing er an? Rekonstruktionszeit nötig bei Microcode.


Seitenverwaltung XXX - Seitenverwaltung

Ablauf eines Page faults :


Seitenverwaltung XXXI - Unix: Seitenersetzungsstrategien

HP-UX: Swapping vs. Paging

Swapping: schneller Zugriff, z.B. für Prozeßauslagerungz.B. swap disk, swap section einer Platte, swap directory im Dateisystem

Pageout demondesfree < freierSpeicher < 25% des Anwenderspeichers:

periodischer reset des R-Bits, ∆t warten, Auslagern der Seiten mit R=0

swapper demonfreierSpeicher < desfree:

swapper demon desaktiviert Prozesse + sweep out, bis Min. erreicht.Min,Max für Hysterese gegen „Seitenflattern“


Seitenverwaltung XXXII - Windows NT: Seitenersetzungsstrategien

FIFO-Seitenersetzung im NormalfallKeine globale Seitenabstimmung der Prozesse, da

lokales Seitenmanagement pro Prozeß subjektiv gerechter Wenig aufwendigAuslagerung häufig benutzter Seiten gemildert durch page out pool

Automatic Copy on write unnötiges Kopieren verhindern

Neue Prozesse (POSIX): Seiten mit copy on write verhindert Kopieren von Elternseiten für Kinder (Codeüberlagerung)

Dynamic Link Library DLL nur bei write kopiert, sonst nicht.

Automatic workset trimming zu wenig Speicher daAlle Prozesse mit aktueller Seitenzahl (working set) >min verkleinernBei Seitenfehlern wird working set „geclustert“ vergrößert (größere effektive Seitenlänge!)


Seitenverwaltung XXXIII - Konfigurationsmöglichkeiten

UNIXBei der Installation des Systems wird eine Swap-Partition angelegt, deren Grösse man festlegen kann.Später können weitere Swapbereiche in Form von Partitionen und Files hinzugefügt werden, sogar Swapping über NFS ist möglich.

Windows NT/2000/XPBei der Installation wird ein gewisser Standard eingestellt, derin der Systemsteuerung abgeändert werden kann, was Größe und Verteilung der Swapbereiche auf die Platten angeht.


Segmentierung I

SegmenteSegmente statt globalem linearem AdressraumProblem: Kollision der Adreßräume bei wachsenden Datenstrukturen

UNIX-Segmente

Oberer Speicher(Heap)

Daten

Programm

Laufzeitsystem

StackArgumente/

Optionen

Compiler-Segmente

Symboltabellen

Quelltext

Tabellen

Parser-Baumstrukturen

Stack


CPU/MMU

SegmentRegisterDaten B

Code B

DatenBlock 1

DatenBlock 2

Daten ACode A

Stack

ES

Extended-Daten

Segmentierung II

Seitentabelle Segmenttabelle (Segmentregister)Beispiel: Intel 80286

Speicher

CSCode DS

Daten

SSStack


Segmentierung III

Lokale und globale Seitentabellen INTEL 80486Pro Prozeß: Local Description Table LDTAlle Prozesse: Global Description Table GDT

LDT-Register

LDT

…

…GDT-Register

GDT

…

…

DatenSegment

CodeSegment

CodeSegment

CodeSegment

DatenSegment

Globale Segmente

Prozeß B

LDT CodeSegment

DatenSegment

Prozeß A

CPU


Cache I

Schneller Speicherzugriff durch schnellen Hilfsspeicher (Cache) bei Lokalitätseigenschaft

Pipeline-burst-Cache Adresse

Daten

Prozessor SpeicherDRAMburst

CACHE

Befehls/Daten-Cache

Adresse Daten

Prozessor

Speicher DRAM

CACHE


Cache II

Konsistenzproblem

LösungenDirektschreiben write throughZurückschreiben write backAktualisieren copy back mittels snooper (Überwachung)Beispiel: Intel MESI Statuswort für Cachespeicher

Adresse

Read

Daten Write

Prozessor CACHESpeicherDRAM

Ein-/Ausgabe-einheiten

DMA


Speicherschutz I

Virt.Speicher: keine Adressiermöglichkeit des NachbarnZugriffsrechte bei jeder Seite bzw. Segment (UNIX, NT)VM Manager (Windows NT)

Execute onlyGemeinsame Bibliotheken

Guard PageBei Benutzung Signalerzeugung guard page exceptionNo Accessbei nichtex. oder gesperrten Seiten: Debuggingsignal

Copy on WriteSpeicherschutz: Bei Zugriff nur Schreiben auf Kopie

Sicherheitsstufen kernel mode vs. user modez.B. Intel 80386: real mode→virtual mode:user /dll /system /kernelZugriff und Sprünge nur auf Seiten mit größerer/gleicher Statuszahl

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