02_Speicherverwaltung

Question 1

Speicherhierarchie

Answer 1

• CPU kann nur Befehle aus RAM ausführen, nichts von Festplatte
• bei Starten des Rechners lädt BIOS von Festplatte ins RAM – erst dann Verzweigung ob UNIX oder Windows
• bis Festplatte alles flüchtig

Question 2

Binden von Modulen

Answer 2

• Lage der Variablen und die Sprungadresse müssen zum Zeitpunkt der Compilierung festgelegt werden, bzw. zum Zeitpunkt des Ladens in den Speicher berechnet werden
• Symtab = symbol table – alle vermerkt, um Funktionen/ Variablen/… eines Moduls zu finden
• Beim Compilieren von Modulen kennt der Compiler keine Adressen aus anderen Modulen -> Module immer auf die gleichen Adressen übersetzt
• Binden: Module in eine Datei zusammengefügt + Referenzen neu berechnet
• Adressen verschieben sich um einen bestimmten Betrag = relozieren/reallocation
• am besten: CPU nutzt virtuelle Adressierung statt absolute (Identität von physischer + verwendeter Adresse)

Question 3

Partitionierung

Answer 3

• bei multi-programming BS
• Aufteilung des Hauptspeichers in feste Bereiche, OS im Rest des Speichers
• Relozieren auf Partition beim Laden der Programme -> Adressen finden und neu berechnen
• viel Verschnitt (Verlust), da die Programme nicht genauso groß sind + Programme max. so groß wie Partition
• Verbesserung: unterschiedlich große Partitionen -> mehr Aufwand beim Laden, um passende Partition zu finden, Platzverlust durch Fragmentierung (insg. genügend freier Speicher, aber auf viele kleine Bruchstücke verteilt)

Question 4

Segementierte Adressierung

Answer 4

• Möglichkeit, Code und Daten eines Prozesses verschiebbar im Speicher anzuordnen
• Umschieben der Adressen, ohne Adressen neu zu berechnen – nur das richtige Segmentregister muss geladen werden
• 16 Bit breite Register adressiert -> 64 kB Adressen (Daten und Stack)
• zusätzl. 4 Segmentregister -> Inhalt, um 4 Bit versetzt, auf 16 Bit - Adresse aufaddiert
• insg. 20-Bit-Adressen -> 1 MB Adressraum des Prozessors nutzbar

Question 5

Virtuelle Adressierung

Grundlage

Answer 5

• ermöglicht Trennung verschiedener Anwendungen
• virtuelle Adresse in MMU in reelle Adresse umgewandelt
• Paging: Adresse bereichsweise umgerechnet -> Speicher zerfällt in Pages, die nicht weiter zerlegbar sind

Question 6

Virtuelle Adressierung

Vorgehen

Answer 6

• Page ist Index der Page Table, pro Programm eine Page Table
• Offset wird aus der virtuellen Adresse übernommen
• CR3 = Prozessorregister, das auf den Beginn der PT im RAM zeigt
• am Beispiel von 32-Bit Rechner
• real page um 12 Bit nach links verschoben -> hat rechts 12 Nullen = Beginn der page
• wenn sich nur Offset ändert, wird in selbe Page adressiert
• real page++ zeigt um 2^12 Adressen weiter = jede Page ist 4 KB (2^12) groß -> Anwendung mit 21 kB werden 24 kB zugeordnet
• PT = 4 MB groß, da für jede Seite ein Eintrag erforderlich (2^20 Möglichkeiten) -> mit page directory: wenn Eintrag ungültig, spart man sich Speicherplatz für Page Table

Question 7

Virtuelle Adressierung

Page Table Entry

Answer 7

• ermöglicht, ZUgriff eines laufenden Programms auf zugewiesene Speicherbereiche zu beschränken -> sicheres BS
• T: Write-Back außer Kraft gesetzt
  
  • Write-Back: Kopie gleichzeitig in Cache + RAM, Aktion erst fertig wenn in RAM geschrieben
  • Write-Through: nur in Cache gespeichert, bei erneuten Zugriffen write-back
• wenn P=0: kein Zugriff/Eintrag nicht vorhanden
  
  • MMU generiert Interrupt (Exception)
  • Schreib-/Lesebefehl wird nicht ausgeführt
  • Behandlung einer page exception im BS
• A+M für Speicherverwaltung wichtig

Question 8

Virtuelle Adressierung

Huge Pages

Answer 8

• 4 MB Pages statt 4 kB
• alle Page Tables eingespart
• Offset von 12 Bit auf 22 Bit vergrößert -> benötigt, um 4 MB zu adressieren
• restliche 10 Bits für 4 kB Page-Directory
• Vorteil: einfachere Speicherverwaltung
• Nachteil: erhöhter Seitenverschnitt
• ABER: meist Mischung aus 4 KB und 4 MB Pages

Question 9

Aufteilung des virtuellen Adressraums

Answer 9

• Daten und Code haben feste Länge
• Heap:
  
  • Speicher, der während der Laufzeit angefordert wird
  • wird größer und kleiner
• Stack: wächst während der Laufzeit, speichert temporäre Daten
  
  • Stack Pointer zeigt auf nächsten freien Speicherraum
• Heap und Stack wachsen aufeinander zu -> Freiraum dazwischen
• jede Seite des Anwendungsadressraums wird auf reellen Adressraum abgebildet -> virtuell zusammenhängend. in Realität über gesamten Speicher verteilt
• max. eine Seitengröße Verschnitt

Question 10

2-stufige virtuelle Adressierung

Answer 10

• PTP = page table pointer, zeigt auf Anfang einer page table
• MMU hört schon im PD auf, wenn P=0
• 4K-Page: Offset von 2^12
• kleines Programm:
  
  • 1 Page Table für Daten und Code 1 Page Table für Stack = 12 KB
  • 1 Page Directory: alle außer 2 P-Bits auf 0 gesetzt

Question 11

Virtuelle Adressierung bei 64-Bit-Prozessoren

Answer 11

• Umsetzungsprinzip
• 4 Teiltabellen
• jeder Adressteil 9 Bit breit
• 2^9 Einträge * 8 Byte (64 Bit pro Tabelleneintrag) = 4 KB Größe der Tabellen
• wenn p = false: Folgetabelle muss nicht im Hauptspeicher gespeichert sein

Question 12

Invertierte Seitentabellen

Answer 12

• nicht MMU, sondern Software (Hash-Algorithmus)
• Größe der Seitentabellen exakt proportional dem Speicherausbau, da für jede 4k-Seite genau einen Eintrag in Seitentabelle
• Adressumsetzung über Hash-Algorithmus
• linker Teil der Adresse mit Inhalt der Hashtabelle verglichen: Index des Fundorts = Seitennummer i
• i*4k (4096) = Beginn der Seite
• Seitennummer + Offset = reelle Adresse
• pid = process id
  p = Seitennummer im Prozess

Question 13

Virtuelle Adressierung

Translation Lookaside Buffer

Answer 13

• Nachteil der virtuellen Adressierung: zusätzliche Speicherzugriffe für PD und PT -> schlechte Performance
• TLB = schneller, kleiner, vollassoziativer Cache
• für zuletzt genutzte virtuelle Adressen die reelle Adresse gespeichert
• Adressberechnung ohne Verzögerung
• Nachteil: bei jedem Kontextwechsel invalide, da jeder Prozess über eigene PD verfügt