Bölüm 7 : Ana Bellek
description
Transcript of Bölüm 7 : Ana Bellek
Silberschatz, Galvin and Gagne ©2009Operating System Concepts – 8th Edition
Bölüm 7: Ana Bellek
8.2 Silberschatz, Galvin and Gagne ©2009Operating System Concepts – 8th Edition
Bellek Yönetimi
Background Swapping Contiguous Memory Allocation Paging Structure of the Page Table Segmentation Example: The Intel Pentium
8.3 Silberschatz, Galvin and Gagne ©2009Operating System Concepts – 8th Edition
Geçmiş Bilgiler
Program çalışmak için (run) diskten Belleğe getirilmeli ve bir işlem haline gelmelidir
Main memory ve registers CPU nun doğrudan erişebildiği alanlardır.
Bellek birimi: a stream of addresses + read requests, or address + data and write requests
Register lara CPU nun bir saat çevriminde ulaşması mümkündür. Ana belleğe erişim ise birçok çevrim gerektirir
Cache anabellekden hızlı CPU registerslarından yavaş erişim sağlar.
Bellek koruma işlemlerin doğru çalışmasını sağlamak için gereklidir
8.4 Silberschatz, Galvin and Gagne ©2009Operating System Concepts – 8th Edition
Taban ve Limit Kaydediciler (Base and Limit Registers) base and limit registerlar işlemlerin mantıksal adres alanını tanımlar.
8.5 Silberschatz, Galvin and Gagne ©2009Operating System Concepts – 8th Edition
Bellek Yönetimi
8.6 Silberschatz, Galvin and Gagne ©2009Operating System Concepts – 8th Edition
Base and Limit Registerlar ile Donanım Adres Koruması
8.7 Silberschatz, Galvin and Gagne ©2009Operating System Concepts – 8th Edition
8.8 Silberschatz, Galvin and Gagne ©2009Operating System Concepts – 8th Edition
Mantıksal Fiziksel Adres
8.9 Silberschatz, Galvin and Gagne ©2009Operating System Concepts – 8th Edition
Adres Bağlama (Address Binding)
Program diskte sabit olarak tutulur, programın yürütülebilmesi için belleğe getirilmesi ve işlemin içine yerleştirilmesi gerekmektedir.
Program, bellek yönetimine göre disk ile bellek arasında taşınır Normal durumda kuyruktan bir işlem seçilip belleğe yüklenir ve yürütülür.
İşlem görevini yerine getirdikten sonra, bellekteki yerinin boşaldığı sisteme bildirilir.
Birçok sistem kullanıcı işlemlerini fiziksel belleğin herhangi bir yerine
kabul edebilirler
8.10 Silberschatz, Galvin and Gagne ©2009Operating System Concepts – 8th Edition
Program çalışırken, diske gönderilebilir ve tekrar bellekte başka bir alana erişebilir. (relocated)
Kodda yer alan bellek referanslarının fiziksel adrese dönüştürülmesi gerekmektedir.
8.11 Silberschatz, Galvin and Gagne ©2009Operating System Concepts – 8th Edition
Kuşbakışı Bellek İşlemleri
Sembolik İsimler
Mantıksal Adres
Fiziksel Adres
Binding/Bağlama
Fiziksel Bellek birçok işlem tarafından kullanılmaktadır
RelocationAllocationPagingSegmentation
8.12 Silberschatz, Galvin and Gagne ©2009Operating System Concepts – 8th Edition
Programlama Adımlarıtest1.c, test2.c
gcc –c test1.c; gcc –c test2.c
test1.o, test2.o
gcc –o test test.o test2.o –lmylib -lm
test
./test
test, math library, standard C libraries
C source C source
compiler compiler
objectcode
objectcode
linker
staticlibrary
dynamiclibrary executable
loader
memoryimage
mylib,
8.13 Silberschatz, Galvin and Gagne ©2009Operating System Concepts – 8th Edition
Programlama Adımları
Compiler Kaynak kod object file haline getirilir relocatable logical memory addresses üretir Fiziksel Bellek adresi bilinlez
Linker Birden fazla nesne dosyaları disk üzerinde tek bir program için linkler
Loader Loader, bir işletim sisteminin bir yardımcı programdır. Programı Fiziksel belleğe yükler Mantıksal bellek adresini Fiziksel adrese çevirir
8.14 Silberschatz, Galvin and Gagne ©2009Operating System Concepts – 8th Edition
Bellek Adresleri Oluşturma
14
Compilation Linking Loading
Prog P
...
foo()
...
P:
...
push ...
jmp _foo
...
foo: ...
0 P:
...
push ...
jmp 75
...
foo: ...75
100
175
Library routines
0
P:
...
push ...
jmp 175
...
foo: ...
1100 P:
...
push ...
jmp 1175
...
foo: ...1175
Library routines
1000
DİSKTE BELLEKTE
8.15 Silberschatz, Galvin and Gagne ©2009Operating System Concepts – 8th Edition
Bellek Adresleri Oluşturma Address representation
Source program: symbolic (such as count) After compiling: re-locatable address
14 bytes from the beginning of this module After linkage editor, loader or run-time referring: absolute address
Physical memory address 2000
15
0
250
2000
2250
Re-locatable Address Absolute Address (Physical Memory)
Symbolic Address
int I;goto p1;p1
8.16 Silberschatz, Galvin and Gagne ©2009Operating System Concepts – 8th Edition
Adres Bağlama (Address Binding)
Kullanıcı programları yürütülmeden önce birçok aşamadan geçer. Bu aşamalarda adresler farklı yollarla belirlenmektedir.
Bir program hayatının farklı dönemlerinde farklı şekillerde temsil adreslerine sahiptir (sembolik, mantıksal, fiziksel gibi) Her adres bağlama bir adresi diğerine map eder. (dönüştürür)
8.17 Silberschatz, Galvin and Gagne ©2009Operating System Concepts – 8th Edition
Adres Bağlama (Address Binding) Komut ve verilerin bellek adreslerine bind işlemi üç farklı aşamada olmaktadır:
Yorumlama Zamanı, Compile time : İşlemin belleğin neresine yerleştirileceği biliniyorsa mutlak kod oluşturulana kadar geçen süre yorumlama zamanı olarak adlandırılır. Eğer işlemin bellekteki yeri değişirse, kodu tekrar yorumlamak gerekmektedir.
Yükleme Zamanı, Load time : Yorumlama süresince işlemin nereye yerleştirileceği bilinmiyorsa
yorumlayıcı işlemin tekrar yerleştirilebilmesi için bir kod oluşturur. Bu durumda son binding işlemi yükleme zamanı sona erinceye kadar ertelenir.
Yürütme Zamanı, Execution time: : İşlem yürütülmesi sırasında, bir bellek bölgesinden, başka bir
bellek bölgesine taşınabilir. Bu durumda binding , yürütüm zamanı doluncaya kadar ertelenir.
Need hardware support for address maps (e.g., base and limit registers)
8.18 Silberschatz, Galvin and Gagne ©2009Operating System Concepts – 8th Edition
Yorumlama Zamanında Binding,
18
Sembolik Adres
PROGRAM
JUMP i
LOAD j
DATA
i
j
Kaynak Kod
Fiziksel Bellek Adresi(Physical Memory Addresses)
1024
JUMP 1424
LOAD 2224
1424
2224
Absolute Load Module
Compile
The CPU generates the absolute addressesThe CPU generates the absolute addresses
Link/Load
Absolute Addresses(Physical Memory Addresses)
1024
JUMP 1424
LOAD 2224
1424
2224
Process Image (Part)
8.19 Silberschatz, Galvin and Gagne ©2009Operating System Concepts – 8th Edition
Yükleme Zamanında Binding
19
Relative (Relocatable)Addresses
0
JUMP 400
LOAD 1200
400
1200
Relative Load Module
SymbolicAddresses
PROGRAM
JUMP i
LOAD j
DATA
i
j
Source Code
Compile Link/Load
Absolute Addresses(Physical Memory Addresses)
1024
JUMP 1424
LOAD 2224
1424
2224
Process Image (Part)
8.20 Silberschatz, Galvin and Gagne ©2009Operating System Concepts – 8th Edition
Yürütüm Zamanı
Execution time: Binding delayed until run time The process can be moved during
its execution from one memory segment to another
The CPU generates the relative (virtual) addresses
Need hardware support for address maps (e.g., base and limit registers)
Most general-purpose OS use this method– Swapping, Paging,
Segmentation
20
Relative (Relocatable)Addresses
0
JUMP 400
LOAD 1200
400
1200
MAX =2000
8.21 Silberschatz, Galvin and Gagne ©2009Operating System Concepts – 8th Edition
Mantıksal ve Fiziksel Adres
Mikroişlemci tarafından yaratılan adresler mantıksal adres olarak adlandırılır. Bellek ünitelerinin gördüğü adreslere ise fiziksel adres denilmektedir. Program tarafından
üretilen mantıksal adreslerin fiziksel adreslere çevrilmesi gerekmektedir. Bellek yönetim ünitesi (memory-management unit, MMU) sanal adresden fiziksel
adrese dönüşümü yapan bir donanım aygıtıdır. Adres işlemlerinde taban kayıt edicisi görevini yerine getiren “yerleştirme kayıt edicisi”
kullanılmaktadır. Yerleştirme kayıt edicisindeki değer kullanıcı programları tarafından üretilen her adrese eklenir.
Logical address space is the set of all logical addresses generated by a program Physical address space is the set of all physical addresses generated by a program
8.22 Silberschatz, Galvin and Gagne ©2009Operating System Concepts – 8th Edition
Bellek Yönetim Ünitesi Memory-Management Unit (MMU)
Sanal adresden fiziksel adrese dönüşümü yapan bir donanım aygıtıdır.
Bu bölümde ele alınacak birçok metot bulunmaktadır.
Adres işlemlerinde taban kayıt edicisi görevini yerine getiren “relocation register, yerleştirme kayıt edicisi” kullanılmaktadır. relocation register daki değer kullanıcı programları tarafından üretilen her adrese eklenir. Taban değeri 14.000 ve kullanıcı programları da 0 adresine konumlandıysa adres 0+14.000=14.000 olacaktır.
Böylece kullanıcı programı mantıksal adresle işlem yapar ve gerçek adresi hiç görememektedir.
8.23 Silberschatz, Galvin and Gagne ©2009Operating System Concepts – 8th Edition
8.24 Silberschatz, Galvin and Gagne ©2009Operating System Concepts – 8th Edition
Relocation register ile Dinamik yerleştime
24
Cpu tarafından oluşturuldu
Bellek Ünitesi tarafından
görülen
Mantıksaldan fiziksele map
Binding at execution time (when reference is made)
Binding at execution time (when reference is made)
0 to MAX
14000 to 14000+MAX
8.25 Silberschatz, Galvin and Gagne ©2009Operating System Concepts – 8th Edition
Dinamik Yükleme
Dinamik yüklemede, bir rutin çağrılana kadar belleğe yüklenmez, tekrar yüklenebilecek durumda diskte tutulur.
Daha iyi bellek-alanı kullanımı; kullanılmayan rutin yüklenmeyecek
Işletim sisteminden özel destek gerekli değildirProgram tasarımı ile uygulanır
8.26 Silberschatz, Galvin and Gagne ©2009Operating System Concepts – 8th Edition
Dinamik Linking
Statik linking – Yükleyici tarafından sistem kütüphaneleri ve program kodu birleştirilerek binary program oluşturulur.
Dynamic linking –linking işlemi yürütüm zamanına kadar ertelenir
Her library rutinin referansında stub (Small piece of code) kullanılarak, library rutinin yüklenmesi sağlanır
İşletim sistemi rutinin işlemin bellek alanında olup olmadığını kontrol eder. Eğer adresinde yoksa ekler.
Dinamik linking özellikle library ler için uygundur. Sistem paylaşılan library olarak da bilinir.
8.27 Silberschatz, Galvin and Gagne ©2009Operating System Concepts – 8th Edition
8.28 Silberschatz, Galvin and Gagne ©2009Operating System Concepts – 8th Edition
Takaslama(Swapping)
Bir işlemin yürütülmesi için bellekte yer alması gerekir. Fakat, anabellekte yeterli alan olmadığında, bir işlem geçici olarak yedekleme ünitelerine gönderilip, daha sonra tekrar belleğe getirilebilir.
Işlemlerin toplam fiziksel bellek alanı, fiziksel belleği aşabilir Takaslama: Yer değiştirmede işlemlerin öncelik durumları esas alınarak
planlama yapılabilir.
Eğer daha yüksek önceliğe sahip bir işlem sisteme gelirse bellek yöneticisi düşük önceliğe sahip işlemi yedekleme ünitesine gönderip, yeni gelen işlemin uygulanmasını sağlayabilmektedir.
Yüksek öncelikli işlem tamamlandığında gönderilen işlem tekrar belleğe yüklenerek yürütülmesi sağlanabilir.
.
8.29 Silberschatz, Galvin and Gagne ©2009Operating System Concepts – 8th Edition
Takaslama(Swapping)
Yer değiştirme işleminin toplam süresi, yer değiştirme işlemin de kullanılan bellek alanı ile doğru orantılıdır. Yer değiştirmede kullanılan bellek alanı arttıkça, yer değiştirmenin süresi de artmaktadır.
Yer değiştirmenin değişik versiyonları Linux ,LUNIX, Windows gibi birçok sistemde kullanılmaktadır. Takaslama devre dışı bırakılabilir Eğer kullanılan bellek alanı belli bir eşik değerinin üzerinde ise başlatılabilir. Bellek istekleri belli bir eşik değerinin altında kalırsa tekrar devre dışı kalır
8.30 Silberschatz, Galvin and Gagne ©2009Operating System Concepts – 8th Edition
Takaslama
8.31 Silberschatz, Galvin and Gagne ©2009Operating System Concepts – 8th Edition
Takaslama Zamanı
CPU da bir sonraki yürütülecek işlemler bellekte değil ise, hedef işlemin takaslama ile getirilmesi gerekir.
İçerik Değişimi için geçen zaman fazla olabilmektedir. 100MB lık bir işlem 50MB/sec lık transfer hızıyla sabir diske aktarıldığında:
Disk gecikmesi: 8 ms Swap out zamanı: 2008 ms (2 saniye+8 ms) Aynı büyüklükte bir işlemin swap in zamanı da buna eklendiğinde, Toplam içerik değişimi için geçen zaman: 4016ms (> 4 seconds)
İşlemlerin gerçekte ne kadar bellek kullandıkları bilinirse takaslama azaltılabilir. Sistem çağrıları ile bellek istekleri ve bellek bırakma olayı gerçekleştirilir.
System calls to inform OS of memory use via request memory and release memory
8.32 Silberschatz, Galvin and Gagne ©2009Operating System Concepts – 8th Edition
Bellek Yönetim Yöntemleri
Tek ve Bitisken Bellek Yönetimi (Contiguous Allocation) Değismez bölümlü bellek yönetimi Değisken bölümlü bellek yönetimi Sayfalı bellek yönetimi (Paging) Kesimli bellek yönetimi (Segmantation)
8.33 Silberschatz, Galvin and Gagne ©2009Operating System Concepts – 8th Edition
Tek ve Bitisken Bellek Yönetimi (Contiguous Allocation)
Ana bellek, isletim sisteminin yüklendiği kesim dısında tümüyle tek bir ise atanır.
Bundan dolayı, sadece tek is düzeni desteklenir. Bellek yönetiminin en önemli görevi, isletim sisteminin, kullanıcı programı tarafından
bozulmasını önlemektir. İsletim sistemi, ana belleğin alt (adres) kesimine yüklenir. Limit register, isletim
sistemine iliskin bellek alanının bittiği büyüklüğünü relocation register ise kullanılabilecek en küçük fiziksel adresi içerir.
Bellek yönetim ünitesi (MMU) relocation kayıt edicisindeki değeri ekleyerek dinamik- mantıksal adresler oluşturur.
Kullanıcı programının isletimi boyunca, Limit register çıkısları + relocation register adresi , erisilen adreslerle sürekli karsılastırılır.
Eğer kullanıcı programı, isletim sisteminin bellek alanına erisirse, program sonlandırılır.
Bu denetim düzeneğine bellek koruma düzeneği denir.
8.34 Silberschatz, Galvin and Gagne ©2009Operating System Concepts – 8th Edition
Limit ve Relocation Register
8.35 Silberschatz, Galvin and Gagne ©2009Operating System Concepts – 8th Edition
Değismez Bölümlü(Fixed Sized Partitions) Bellek Yönetimi
İşletim sistemi a) kullanılan ve boş olan bölümlerin kaydını tutar.)
IBM OS/360 da kullanıldı, artık kullanılmıyor
OS
process 5
process 8
process 2
OS
process 5
process 2
OS
process 5
process 2
process 9
8.36 Silberschatz, Galvin and Gagne ©2009Operating System Concepts – 8th Edition
Değişken Bölümlü(Variable Partition) Bellek Yönetimi
8.37 Silberschatz, Galvin and Gagne ©2009Operating System Concepts – 8th Edition
Değişken Bölümlü(Variable Partition) Bellek Yönetim
8.38 Silberschatz, Galvin and Gagne ©2009Operating System Concepts – 8th Edition
Değişken Bölümlü(Variable Partition) Bellek Yönetimi
8.39 Silberschatz, Galvin and Gagne ©2009Operating System Concepts – 8th Edition
Boş alan Seçimi
İşlemler belleğe yerleştikten sonra kalan boşlukların nasıl kullanılacağına karar verilmesi gerekmektedir. Bu boşluklara işlemlerin en uygun şekilde yerleştirilmesi gerekir. Bunun çeşitli yöntemleri mevcuttur:
Uygun ilk alanın ayrılması (First Fit): İlk bulunan yeterli büyüklükteki alan işlem için ayrılmaktadır. En uygun alanın ayrılması (Best Fit): Bütün bellek alanı taranarak işlem için yeterli büyüklükteki en
küçük alanın ayrılması sağlanır. Böylece ayrılan alanın büyük bir kısmının kullanılması sağlanır. En kötü alanın ayrılması (Worst Fit): Bütün bellek alanı taranarak işlem için en büyük bellek
boşluğunun kullanılması sağlanır. Bu durumda işlem için ayrılan bellek alanında kullanılmayan bellek alanı fazla olacaktır.
En uygun alan ve en uygun alanın kullanılması hız ve sistem işleyişi bakımından en kötü alanın
ayrılmasına göre daha iyi sonuç vermektedir.
8.40 Silberschatz, Galvin and Gagne ©2009Operating System Concepts – 8th Edition
Boş alan Seçimi
Örneğin, aşağıda verilmiş işlemleri ve gerektirdikleri bellek alanlarını inceleyelim
İşlem Bellek SüreP1 600K 10
P2 1000K 5P3 300K 20P4 700K 6P5 500K 15
8.41 Silberschatz, Galvin and Gagne ©2009Operating System Concepts – 8th Edition
Parçalanma (Fragmentation)
Dışardan Bölümlendirme (External Fragmentation) Bellekte işlemin ihtiyacını karşılayacak büyüklükte alan olduğu halde bu alanlar bir bütün halinde değilse dışardan bölümlendirme oluşmaktadır.
Dışardan bölümlendirme çoğu zaman problem olmaktadır. Boş bellekler parça parça olduğundan , boş bellekler verimli kullanılamamaktadır.
İçerden Bölümlendirme (Internal Fragmentation) – ayrılmış bellek alanı, ihtiyaç duyulan bellek alanından daha fazla olduğunda oluşmaktadır
8.42 Silberschatz, Galvin and Gagne ©2009Operating System Concepts – 8th Edition
Parçalanma (Fragmentation) Dışardan bölümlendirme problemini çözmek için “sıkıştırma” yapılmaktadır. Sıkıştırma işlemi bütün boş alanları tek bir boş alan haline getirmektedir. Örneğin aşağıdaki bellek
yapısına sahip bir sistemde 100K, 300K ve 260K’lık alanlar birleştirilerek toplam 600K’lık boş alan oluşturulmuştur.
Sıkıştırma yapılabilecek ise en kolay yol bütün işlemleri bir yönde kaydırıp, boş bellek alanlarını birleştirmektir
Yeniden yerleşim, dinamik ve yürütüm zamanında ise sıkıştırma yapılabilir.
8.43 Silberschatz, Galvin and Gagne ©2009Operating System Concepts – 8th Edition
Sayfalı Bellek Yönetimi
Dışardan bölümlendirme işleminde boş alanlar bir bütün olmadığında, işlemi belleğe yerleştirmek oldukça güç olmaktadır. Bu problemi çözmek için sayfalandırma tekniği kullanılır.
Fiziksel bellek belirli bir büyüklükteki bloklara ayrılmıştır, bu bloklara çerçeve(frame) adı verilir. Mantıksal bellek ise eşit büyüklükteki sayfa adı verilen bloklara ayrılmıştır. Bir işlemin yapılması gerektiğinde onunla ilgili sayfa depolama ünitesinden belleğe yüklenir. Depolama üniteleri de bellek çerçeveleri ile aynı büyüklüğe sahip bloklara ayrılmıştır. Sayfa
büyüklüğü donanım tarafından tanımlanır, 512 bayt ile 16 MB arasında olabilmektedir. Sayfalandırma yönteminin kullanımı bir sonraki sayfada gösterilmektedir. Mikroişlemci tarafından üretilen her adres bir sayfa numarası ve sayfa ofsetine sahiptir. Sayfa numarası indeks olarak sayfa tablosunda kullanılır. Sayfa tablosu her sayfa için fiziksel bellekteki taban adresini içerir. Taban adresi , sayfa ofseti ile birleştirilerek fiziksel bellek adresi bulunur.
8.44 Silberschatz, Galvin and Gagne ©2009Operating System Concepts – 8th Edition
Adres Çevrimi İşlemcinin oluşturduğu adresler iki kısımdan oluşmaktadır:
Burada p sayfa tablosundaki indeks, d ise sayfa içindeki yerleşimi(ofseti) temsil etmektedir.
Sayfa Numarası Sayfa Ofseti
p d
8.45 Silberschatz, Galvin and Gagne ©2009Operating System Concepts – 8th Edition
Sayfalı Bellek Yönetimi
Mantıksal Adres Fiziksel Adres
8.46 Silberschatz, Galvin and Gagne ©2009Operating System Concepts – 8th Edition
Fiziksel ve Mantıksal Belleğin Sayfalama Modeli
8.47 Silberschatz, Galvin and Gagne ©2009Operating System Concepts – 8th Edition
Sayfalama Örneği
n=2 and m=4 32-byte memory and 4-byte pages
8.48 Silberschatz, Galvin and Gagne ©2009Operating System Concepts – 8th Edition
Sayfalama Örneği
8.49 Silberschatz, Galvin and Gagne ©2009Operating System Concepts – 8th Edition
Sayfalama Örneği
8.50 Silberschatz, Galvin and Gagne ©2009Operating System Concepts – 8th Edition
Sayfalama Örneği
8.51 Silberschatz, Galvin and Gagne ©2009Operating System Concepts – 8th Edition
Sayfalı Bellek Yönetimi
Sisteme yürütülmek üzere bir işlem geldiğinde işlemin büyüklüğü sayfada belirtilir. İşlemin her sayfası bir çerçeveye ihtiyaç duyar. Eğer işlem “n” sayfa içeriyorsa bellekte en az “n” çerçeve bulunmalıdır.
İşlemin ilk sayfası ayrılmış çerçevelerden birisine yüklenirken, çerçeve numarası da sayfa tablosuna yüklenir. Sayfalar bitinceye kadar bu işleme devem edilir.
İşletim sistemi fiziksel belleği yönettiği için; fiziksel bellekte kullanılan, ayrılan alanların miktarı, toplamı,
ve kaç çerçeve olduğu gibi bilgileri bilmelidir. Bu tür bilgiler genelde çerçeve tablosunda tutulur. Ayrıca işletim sistemi kullanıcı işlemlerinin kullanıcı
alanında yapılıp yapılmadığını kontrol etmeli ve mantıksal adreslerden fiziksel adreslere dönüşümü sağlamalıdır.
8.52 Silberschatz, Galvin and Gagne ©2009Operating System Concepts – 8th Edition
Paging (Cont.)
Calculating internal fragmentation Page size = 2,048 bytes Process size = 72,766 bytes 35 pages + 1,086 bytes Internal fragmentation of 2,048 - 1,086 = 962 bytes Worst case fragmentation = 1 frame – 1 byte On average fragmentation = 1 / 2 frame size So small frame sizes desirable? But each page table entry takes memory to track Page sizes growing over time
Solaris supports two page sizes – 8 KB and 4 MB
Process view and physical memory now very different By implementation process can only access its own memory
8.53 Silberschatz, Galvin and Gagne ©2009Operating System Concepts – 8th Edition
Boş Çerçeveler
Yerleşimden Önce Yerleşimden Sonra
8.54 Silberschatz, Galvin and Gagne ©2009Operating System Concepts – 8th Edition
Sayfa Tablosu Uygulaması
En basit donanım uygulamasında, sayfa tablosu bu işletim sistemi için ayrılan kayıt edicilerde bulundurulur. Bu kayıt ediciler sayfa adres dönüşümünü hızlı yapabilmektedirler. Belleğe olacak her erişim sayfalandırma haritasına göre yapılmalıdır. Sayfa tablosu kayıt edicilerini sadece işletim sistemi değiştirebilir ver yükleyebilir.
Sayfa tablosu ana bellekte tutulur, sayfa tablosu taban kayıt edicisi (page table base register)
sayfa tablosunu belirtir. Sayfa tablosunu değiştirmek için bu kayıt ediciyi değiştirmek gerekir. Sayfa tablosu uzunluk kayıt edicisi (page table length register) ise sayfa tablosunun uzunluğunu gösterir.
Her görüntü bellek erişiminde iki fiziksel bellek erişim olabilir: – sayfa tablosunu getirmek için – veriyi getirmek için Bu problemin çözümünde sayfa tablosu kayıtlarını tutmak için hızlı bir bellek kullanılır: – TLB - Translation Lookaside Buffer (64 to 1,024 entries) En yakın zamanda kullanılmış olan sayfa tablosu kayıtlarını tutar TLB miss oluşursa (sayfa numarası TLB de yoksa) page table'a gidilir.
8.55 Silberschatz, Galvin and Gagne ©2009Operating System Concepts – 8th Edition
TLB ile Sayfalama
8.56 Silberschatz, Galvin and Gagne ©2009Operating System Concepts – 8th Edition
Bellek Koruması
Bellek koruması sağlamak için her çerçevede tanımlanmış koruma bitleri yaratılmıştır. Normalde bu bitler sayfa tablosunda bulunur. Koruma biti sayfanın yazılabilirliği, okunabilirliği ve
sadece okunabilirliği gibi özelliklerini belirler. Belleğe gelen her referans sayfa tablosundan geçerek doğru çerçeveye ulaşır. Aynı zamanda fiziksel
adres belirlenerek, koruma biti kontrol edilir. Örneğin sadece okunabilir özelliği olan bir sayfaya yazma işlemi yapılmak istenirse; donanım işletim sistemine bir hata mesajı yollar.
Sayfa tablosundaki her girişe bir bit daha eklenebilir, bunlar: valid-geçerli ve invalid-geçersiz
bitlerdir. Bu bit geçerli durumda set edilirse bu bit ilgili sayfanın, işlemin mantıksal alanında
olduğunu ve geçerli bir sayfa olduğunu gösterir. Bu bir geçersiz duruma geçirilirse bu sayfanın işlemin mantıksal alanında olmadığını
gösterir.
8.57 Silberschatz, Galvin and Gagne ©2009Operating System Concepts – 8th Edition
Valid (v) /Invalid (i) Bit
8.58 Silberschatz, Galvin and Gagne ©2009Operating System Concepts – 8th Edition
Paylaşılan Sayfalar
Paylaşılan Kod Metin editörü, windows sistemi, derleyici işlemleri arasında ortak bir sadece okunabilir kodun
kullanılmasıdır. (reentrant) Tek bir adres aralığında çoklu iş parçacıklarının çalışması gibi. İşlemler arası iletişim için de kullanışlıdır. Reentrant kod yürütüm sırasında değişmez, iki veya daha fazla işlem aynı anda kodu yürütebilir. Her işlemin yürütüm sırasında ayrı bir register ve veri saklama alanı bulunur.
8.59 Silberschatz, Galvin and Gagne ©2009Operating System Concepts – 8th Edition
Paylaşılan Sayfalar
8.60 Silberschatz, Galvin and Gagne ©2009Operating System Concepts – 8th Edition
Sayfa Tablosu Yapısı
Hiyerarşik Sayfa Tablosu
Tersine Çevrilmiş (Inverted) Sayfa Tablosu
8.61 Silberschatz, Galvin and Gagne ©2009Operating System Concepts – 8th Edition
Hiyerarşik Sayfa Tablosu
Mantıksal Adres alanını çoklu sayfa tablolarına böler. İki seviyeli sayfa tablosu olarak uygulanabilir. Modern bilgisayar sistemleri çok büyük mantıksal adres alanlarını kapsamaktadır. (232’den 264’e kadar
) bu durumda sayfa tablosu da çok büyük olmaktadır. Örneğin, 32 bitlik mantıksal adres alanında, sayfa büyüklüğü 4K (212 ) olarak alınırsa sayfa tablosu 232/212 = 1 milyon girişe sahip olacaktır.
Bu değer de çok büyük olduğu için, sayfa tablosunu bütün olarak ana bellekte tutmak yerine, sayfa tablosunu parçalara ayırmak daha uygun olmaktadır.
Sayfa Tablosuna erişmek için Sayfa Tablosu kullanılması ! 32 bitlik bir sistem 4K’lık sayfalara bölündüğünde mantıksal adresteki sayfa numaraları 20 bitlik ,
sayfa ofseti ise 12 bitlik olmaktadır. Biz sayfa tablosunu da sayfalandırdığımız için 20 bitlik sayfa numarası da 10 bitlik sayfa numarası ve 10 bitlik sayfa ofseti olarak tekrar ikiye ayrılacaktır.
Burada p1 parçaladığımız sayfa tablosundaki indeksi, p2 ise sayfa tablosundaki yerleşimi temsil etmektedir.
8.62 Silberschatz, Galvin and Gagne ©2009Operating System Concepts – 8th Edition
İki seviyeli Sayfa Tablosu
8.63 Silberschatz, Galvin and Gagne ©2009Operating System Concepts – 8th Edition
İki Seviyeli Sayfa-Örnek Mantıksal Adres (o 32-bitlik sistemde with 1K sayfa büyüklüğü) aşağıdaki gibi bölünür :
Sayfa numarası 22 bit (32-10=22) Sayfa ofseti 10 bit (1K=2 10)
Sayfa tablosu da sayfalandırılacağı için aşağıdaki gibi bir bölümlendirme yapılabilir: 12 bit sayfa numarası 10 bit sayfa ofseti
Mantıksal adres aşağıdaki gibi olur:
p1 dış sayfa tablosu için indeks ve p2 ise iç sayfa tablosu için yerleşimi içerir. forward-mapped page table
Sayfa numarası sayfa ofseti
p1 p2 d
12 10 10
8.64 Silberschatz, Galvin and Gagne ©2009Operating System Concepts – 8th Edition
Adres Geçişi
8.65 Silberschatz, Galvin and Gagne ©2009Operating System Concepts – 8th Edition
64-bit Logical Address Space
Even two-level paging scheme not sufficient If page size is 4 KB (212)
Then page table has 252 entries If two level scheme, inner page tables could be 210 4-byte entries Address would look like
Outer page table has 242 entries or 244 bytes One solution is to add a 2nd outer page table But in the following example the 2nd outer page table is still 234 bytes in size
And possibly 4 memory access to get to one physical memory location
outer page page offset
p1 p2 d
42 10 12
inner page
8.66 Silberschatz, Galvin and Gagne ©2009Operating System Concepts – 8th Edition
Üç seviyeli Sayfalama
8.67 Silberschatz, Galvin and Gagne ©2009Operating System Concepts – 8th Edition
Tersine çevrilmiş (Inverted) Sayfa Tablosu
Tersine çevrilmiş sayfa tablosu her çerçeve (frame) için bir tek giriş içerir. Her giriş gerçek bellekteki sayfa yerleşiminin sanal adresini ve bu sayfadaki işlemle ilgili bilgileri içerir. Sistemde tek bir sayfa tablosu ve fiziksel bellekteki her sayfa için tek adres girişi vardır.
Her işlemin bir sayfa tablosu olması ve mantıksal sayfalar takip yerine, fiziksel sayfalar takip edilir.
Sistemdeki her sanal adres üç kısımdan oluşur: <işlem-tanımlaması, sayfa numarası, ofset> Adres girişi ilk olarak <işlem tanımlaması, sayfa numarası> için yapılır. Eğer bellekte bu adres referansı kabul edilirse, tersine çevrilmiş adres tablosunda bu adrese bir karşılık
aranır. Eğer bu adresin karşılığını i olarak varsayarsak, <i, ofset> fiziksel adresi yaratılır. Eğer <işlem tanımlaması, sayfa numarası> için bir karşılık bulunmazsa geçersiz bir adres tanımlaması
yapılmış olacaktır. Bellek ihtiyacı azalır fakat arama süresi artar
8.68 Silberschatz, Galvin and Gagne ©2009Operating System Concepts – 8th Edition
Tersine çevrilmiş (Inverted) Sayfa Tablosu
8.69 Silberschatz, Galvin and Gagne ©2009Operating System Concepts – 8th Edition
Tersine çevrilmiş (Inverted) Sayfa Tablosu
8.70 Silberschatz, Galvin and Gagne ©2009Operating System Concepts – 8th Edition
Segmentation
Kullanıcı, belleği değişken büyüklükteki bölümlerden oluşuyormuş gibi görmektedir ve bu görüş bu yönetiminde de aynı şekilde olmaktadır.
Segmentasyon, kullanıcının bellek anlayışını destekleyen bir bellek yönetme şeklidir. Program birçok parçanın (segmentin) birleşiminden oluşmaktadır. Segment mantıksal bir bütündür, örneğin:
Ana program, prosedür, fonksiyon, lokal ve global değişkenler, yığın , sembol tablosu bu bütünde yer alabilir. Her segmentin belli bir uzunluğu vardır
Her adres, iki bileşenden oluşur, bunlar: segment ve ofset adresleridir. Mantıksal adres de iki kısımdan oluşmaktadır: <segment numarası, ofset>’dir.
8.71 Silberschatz, Galvin and Gagne ©2009Operating System Concepts – 8th Edition
User’s View of a Program
8.72 Silberschatz, Galvin and Gagne ©2009Operating System Concepts – 8th Edition
Segmentasyon için Mantıksal Görünüm
1
3
2
4
1
4
2
3
user space physical memory space
8.73 Silberschatz, Galvin and Gagne ©2009Operating System Concepts – 8th Edition
Segmentasyon Mimarisi
Mantıksal Adres:
<segment-numarası, ofset>, Segment table – İki boyutlu fiziksel adrese dönüştürme işleminde kullanılır maps two-dimensional physical addresses; each table entry has:
Base (Taban) Bellekte segmentin başlangıç adresini tutar – contains the starting physical address where the segments reside in memory limit – Segmentin uzunluğunu tutar specifies the length of the segment
Segment-table base register (STBR) Segment tablosunun bellekteki yerini gösterir points to the segment table’s location in memory
Segment-table length register (STLR)Program tarafından kullanılan segmentleri tutar. indicates number of segments used by a program;
segment number s is legal if s < STLR
8.74 Silberschatz, Galvin and Gagne ©2009Operating System Concepts – 8th Edition
Segmentation Architecture (Cont.)
Protection With each entry in segment table associate:
validation bit = 0 illegal segment read/write/execute privileges
Protection bits associated with segments; code sharing occurs at segment level
Since segments vary in length, memory allocation is a dynamic storage-allocation problem
A segmentation example is shown in the following diagram
8.75 Silberschatz, Galvin and Gagne ©2009Operating System Concepts – 8th Edition
Segmentation Hardware
8.76 Silberschatz, Galvin and Gagne ©2009Operating System Concepts – 8th Edition
Example of Segmentation
8.77 Silberschatz, Galvin and Gagne ©2009Operating System Concepts – 8th Edition
Example: The Intel Pentium
Supports both segmentation and segmentation with paging Each segment can be 4 GB Up to 16 K segments per process Divided into two partitions
First partition of up to 8 K segments are private to process (kept in local descriptor table LDT) Second partition of up to 8K segments shared among all processes (kept in global descriptor
table GDT)
CPU generates logical address Given to segmentation unit
Which produces linear addresses Linear address given to paging unit
Which generates physical address in main memory Paging units form equivalent of MMU Pages sizes can be 4 KB or 4 MB
8.78 Silberschatz, Galvin and Gagne ©2009Operating System Concepts – 8th Edition
Logical to Physical Address Translation in Pentium
8.79 Silberschatz, Galvin and Gagne ©2009Operating System Concepts – 8th Edition
Intel Pentium Segmentation
8.80 Silberschatz, Galvin and Gagne ©2009Operating System Concepts – 8th Edition
Pentium Paging Architecture
8.81 Silberschatz, Galvin and Gagne ©2009Operating System Concepts – 8th Edition
Linear Address in Linux
Linux uses only 6 segments (kernel code, kernel data, user code, user data, task-state segment (TSS), default LDT segment)
Linux only uses two of four possible modes – kernel and user Uses a three-level paging strategy that works well for 32-bit and 64-bit systems Linear address broken into four parts:
But the Pentium only supports 2-level paging?!
8.82 Silberschatz, Galvin and Gagne ©2009Operating System Concepts – 8th Edition
Three-level Paging in Linux
Silberschatz, Galvin and Gagne ©2009Operating System Concepts – 8th Edition
End of Chapter 7