Transcript Sunum7(Anabellek)
Bölüm 7: Ana Bellek
Silberschatz, Galvin and Gagne ©2009 Operating System Concepts – 8 th Edition
Bellek Yönetimi
Background Swapping Contiguous Memory Allocation Paging Structure of the Page Table Segmentation Example: The Intel Pentium
Operating System Concepts – 8 th Edition 8.2
Silberschatz, Galvin and Gagne ©2009
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
sağlar.
anabellekden hızlı CPU registerslarından yavaş erişim Bellek koruma işlemlerin doğru çalışmasını sağlamak için gereklidir
Operating System Concepts – 8 th Edition 8.3
Silberschatz, Galvin and Gagne ©2009
Taban ve Limit Kaydediciler (Base and Limit Registers)
base
and tanımlar.
limit
registerlar işlemlerin mantıksal adres alanını
Operating System Concepts – 8 th Edition 8.4
Silberschatz, Galvin and Gagne ©2009
Bellek Yönetimi
Operating System Concepts – 8 th Edition 8.5
Silberschatz, Galvin and Gagne ©2009
Base and Limit Registerlar ile Donanım Adres Koruması
Operating System Concepts – 8 th Edition 8.6
Silberschatz, Galvin and Gagne ©2009
Operating System Concepts – 8 th Edition 8.7
Silberschatz, Galvin and Gagne ©2009
Mantıksal Fiziksel Adres
Operating System Concepts – 8 th Edition 8.8
Silberschatz, Galvin and Gagne ©2009
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
Silberschatz, Galvin and Gagne ©2009 Operating System Concepts – 8 th Edition 8.9
Program çalışırken, diske gönderilebilir ve tekrar bellekte başka bir alana erişebilir. (relocated) Kodda yer alan bellek referanslarının fiziksel adrese dönüştürülmesi gerekmektedir.
Operating System Concepts – 8 th Edition 8.10
Silberschatz, Galvin and Gagne ©2009
Kuşbakışı Bellek İşlemleri
Sembolik İsimler Mantıksal Adres Fiziksel Adres Fiziksel Bellek birçok işlem tarafından kullanılmaktadır
Operating System Concepts – 8 th Edition 8.11
Binding/Bağlama Relocation Allocation Paging Segmentation
Silberschatz, Galvin and Gagne ©2009
C source
Programlama Adımları
C source
test1.c, test2.c
static library dynamic library
compiler
object code
linker
executable
compiler gcc –c test1.c; gcc –c test2.c
object code
mylib, test1.o, test2.o
gcc –o test test.o test2.o –lmylib -lm test loader
memory image
Operating System Concepts – 8 th Edition ./test test, math library, standard C libraries 8.12
Silberschatz, Galvin and Gagne ©2009
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
Operating System Concepts – 8 th Edition 8.13
Silberschatz, Galvin and Gagne ©2009
Bellek Adresleri Oluşturma
DİSKTE BELLEKTE Prog P ...
foo() ...
P: ...
push ...
jmp _foo ...
foo: ...
0 P: ...
push ...
jmp 75 ...
75 foo: ...
0 100 Library routines P: ...
push ...
jmp 175 ...
175 foo: ...
1000 Library routines 1100 P: ...
push ...
1175 jmp 1175 ...
foo: ...
Compilation Operating System Concepts – 8 th Edition 8.14
Linking Loading
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 2000 0 p1
int I; goto p1;
Symbolic Address 250 Re-locatable Address 2250 Absolute Address (Physical Memory) 15
Silberschatz, Galvin and Gagne ©2009 Operating System Concepts – 8 th Edition 8.15
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)
Operating System Concepts – 8 th Edition 8.16
Silberschatz, Galvin and Gagne ©2009
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
durumda binding :
:
İşlem yürütülmesi sırasında, bir bellek bölgesinden, başka bir bellek bölgesine taşınabilir. Bu , yürütüm zamanı doluncaya kadar ertelenir.
– 8 th Edition Silberschatz, Galvin and Gagne ©2009
Yorumlama Zamanında Binding,
Sembolik Adres
i PROGRAM JUMP i LOAD j DATA j
Kaynak Kod
Operating System Concepts – 8 th Edition
Fiziksel Bellek Adresi (Physical Memory Addresses)
1024
Compile
1424 JUMP 1424 LOAD 2224
Absolute Addresses (Physical Memory Addresses)
1024 JUMP 1424 1424
Link/Load
LOAD 2224 2224
Absolute Load Module
2224
Process Image (Part)
8.18
Silberschatz, Galvin and Gagne ©2009
Yükleme Zamanında Binding
i
Symbolic Addresses
PROGRAM JUMP i LOAD j DATA j 0 400 Compile
Relative (Relocatable) Addresses
JUMP 400 LOAD 1200 Link/Load
Absolute Addresses (Physical Memory Addresses)
1024 1424 JUMP 1424 LOAD 2224
Source Code
Operating System Concepts – 8 th Edition 1200
Relative Load Module 19
8.19
2224
Process Image (Part)
Silberschatz, Galvin and Gagne ©2009
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
Operating System Concepts – 8 th Edition 8.20
Relative (Relocatable) Addresses
0 400 JUMP 400 LOAD 1200 1200 MAX
=2000
Silberschatz, Galvin and Gagne ©2009
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
üretilen her adrese eklenir. görevini yerine getiren “yerleştirme kayıt edicisi” kullanılmaktadır. Yerleştirme kayıt edicisindeki değer kullanıcı programları tarafından
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
Silberschatz, Galvin and Gagne ©2009 Operating System Concepts – 8 th Edition 8.21
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. Silberschatz, Galvin and Gagne ©2009 Operating System Concepts – 8 th Edition 8.22
Operating System Concepts – 8 th Edition 8.23
Silberschatz, Galvin and Gagne ©2009
Relocation register ile Dinamik yerleştime
Cpu tarafından oluşturuldu 0 to MAX 14000 to 14000+MAX Bellek Ünitesi tarafından görülen Binding at execution time (when reference is made) Operating System Concepts – 8 th Edition
24
8.24
Mantıksaldan fiziksele map Silberschatz, Galvin and Gagne ©2009
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 değildir Program tasarımı ile uygulanır
Operating System Concepts – 8 th Edition 8.25
Silberschatz, Galvin and Gagne ©2009
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.
Operating System Concepts – 8 th Edition 8.26
Silberschatz, Galvin and Gagne ©2009
Operating System Concepts – 8 th Edition 8.27
Silberschatz, Galvin and Gagne ©2009
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.
Silberschatz, Galvin and Gagne ©2009 Operating System Concepts – 8 th Edition 8.28
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
Operating System Concepts – 8 th Edition 8.29
Silberschatz, Galvin and Gagne ©2009
Takaslama
Operating System Concepts – 8 th Edition 8.30
Silberschatz, Galvin and Gagne ©2009
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
Silberschatz, Galvin and Gagne ©2009 Operating System Concepts – 8 th Edition 8.31
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)
Operating System Concepts – 8 th Edition 8.32
Silberschatz, Galvin and Gagne ©2009
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.
Silberschatz, Galvin and Gagne ©2009 Operating System Concepts – 8 th Edition 8.33
Limit ve Relocation Register
Operating System Concepts – 8 th Edition 8.34
Silberschatz, Galvin and Gagne ©2009
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 OS process 5 process 5 OS process 5 process 9 process 8 process 2
Operating System Concepts – 8 th Edition
process 2
8.35
process 2
Silberschatz, Galvin and Gagne ©2009
Değişken Bölümlü(Variable Partition) Bellek Yönetimi
Operating System Concepts – 8 th Edition 8.36
Silberschatz, Galvin and Gagne ©2009
Değişken Bölümlü(Variable Partition) Bellek Yönetim
Operating System Concepts – 8 th Edition 8.37
Silberschatz, Galvin and Gagne ©2009
Değişken Bölümlü(Variable Partition) Bellek Yönetimi
Operating System Concepts – 8 th Edition 8.38
Silberschatz, Galvin and Gagne ©2009
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) En uygun alanın ayrılması (Best Fit)
: İlk bulunan yeterli büyüklükteki alan işlem için ayrılmaktadır. : 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)
boşluğunun kullanılması sağlanır. Bu durumda işlem için ayrılan bellek alanında kullanılmayan bellek alanı fazla olacaktır. : Bütün bellek alanı taranarak işlem için en büyük bellek En uygun alan ve en uygun alanın kullanılması hız ve sistem işleyişi bakımından en kötü alanın ayrılmasına göre daha iyi sonuç vermektedir.
Silberschatz, Galvin and Gagne ©2009 Operating System Concepts – 8 th Edition 8.39
İşlem P1 inceleyelim P2 P3 P4 1000K 300K 700K P5 500K 10 5 20 6 15
Boş alan Seçimi
Operating System Concepts – 8 th Edition 8.40
Silberschatz, Galvin and Gagne ©2009
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)
bellek alanından daha fazla olduğunda oluşmaktadır – ayrılmış bellek alanı, ihtiyaç duyulan
Operating System Concepts – 8 th Edition 8.41
Silberschatz, Galvin and Gagne ©2009
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.
Operating System Concepts – 8 th Edition 8.42
Silberschatz, Galvin and Gagne ©2009
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. Silberschatz, Galvin and Gagne ©2009 Operating System Concepts – 8 th Edition 8.43
Adres Çevrimi
İşlemcinin oluşturduğu adresler iki kısımdan oluşmaktadır: Sayfa Numarası
p
Sayfa Ofseti
d
Burada p sayfa tablosundaki indeks, d ise sayfa içindeki yerleşimi(ofseti) temsil etmektedir.
Operating System Concepts – 8 th Edition 8.44
Silberschatz, Galvin and Gagne ©2009
Sayfalı Bellek Yönetimi
Mantıksal Adres Fiziksel Adres
Operating System Concepts – 8 th Edition 8.45
Silberschatz, Galvin and Gagne ©2009
Fiziksel ve Mantıksal Belleğin Sayfalama Modeli
Operating System Concepts – 8 th Edition 8.46
Silberschatz, Galvin and Gagne ©2009
Sayfalama Örneği
n
=2 and
m
=4 32-byte memory and 4-byte pages
Operating System Concepts – 8 th Edition 8.47
Silberschatz, Galvin and Gagne ©2009
Sayfalama Örneği
Operating System Concepts – 8 th Edition 8.48
Silberschatz, Galvin and Gagne ©2009
Sayfalama Örneği
Operating System Concepts – 8 th Edition 8.49
Silberschatz, Galvin and Gagne ©2009
Sayfalama Örneği
Operating System Concepts – 8 th Edition 8.50
Silberschatz, Galvin and Gagne ©2009
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.
Operating System Concepts – 8 th Edition 8.51
Silberschatz, Galvin and Gagne ©2009
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
Silberschatz, Galvin and Gagne ©2009 Operating System Concepts – 8 th Edition 8.52
Boş Çerçeveler
Yerleşimden Önce
Operating System Concepts – 8 th Edition 8.53
Yerleşimden Sonra
Silberschatz, Galvin and Gagne ©2009
Sayfa Tablosu Uygulaması
En basit donanım uygulamasında, değiştirebilir ver yükleyebilir.
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 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.
Silberschatz, Galvin and Gagne ©2009 Operating System Concepts – 8 th Edition 8.54
TLB ile Sayfalama
Operating System Concepts – 8 th Edition 8.55
Silberschatz, Galvin and Gagne ©2009
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. Silberschatz, Galvin and Gagne ©2009 Operating System Concepts – 8 th Edition 8.56
Valid (v) /Invalid (i) Bit
Operating System Concepts – 8 th Edition 8.57
Silberschatz, Galvin and Gagne ©2009
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. Reentran t 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.
Operating System Concepts – 8 th Edition 8.58
Silberschatz, Galvin and Gagne ©2009
Paylaşılan Sayfalar
Operating System Concepts – 8 th Edition 8.59
Silberschatz, Galvin and Gagne ©2009
Sayfa Tablosu Yapısı
Hiyerarşik Sayfa Tablosu Tersine Çevrilmiş (Inverted) Sayfa Tablosu
Operating System Concepts – 8 th Edition 8.60
Silberschatz, Galvin and Gagne ©2009
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. (2 sayfa büyüklüğü 4K (2 12 ) olarak alınırsa sayfa tablosu 2 32 /2 12 32 ’den 2 64 ’e kadar ) bu durumda sayfa tablosu da çok büyük olmaktadır. Örneğin, 32 bitlik mantıksal adres alanında, = 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.
Silberschatz, Galvin and Gagne ©2009 Operating System Concepts – 8 th Edition 8.61
İki seviyeli Sayfa Tablosu
Operating System Concepts – 8 th Edition 8.62
Silberschatz, Galvin and Gagne ©2009
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: Sayfa numarası sayfa ofseti
p
1
p
2
d p 1
12 dış sayfa tablosu için indeks ve
p 2
10 10 is e iç sayfa tablosu için yerleşimi içerir.
forward-mapped page table Silberschatz, Galvin and Gagne ©2009 Operating System Concepts – 8 th Edition 8.63
Adres Geçişi
Operating System Concepts – 8 th Edition 8.64
Silberschatz, Galvin and Gagne ©2009
64-bit Logical Address Space
Even two-level paging scheme not sufficient If page size is 4 KB (2 12 ) Then page table has 2 52 entries If two level scheme, inner page tables could be 2 10 4-byte entries Address would look like outer page inner page page offset
p
1 42
p
2 10
d
12 Outer page table has 2 42 entries or 2 44 bytes One solution is to add a 2 nd outer page table But in the following example the 2 nd outer page table is still 2 34 bytes in size And possibly 4 memory access to get to one physical memory location
Silberschatz, Galvin and Gagne ©2009 Operating System Concepts – 8 th Edition 8.65
Üç seviyeli Sayfalama
Operating System Concepts – 8 th Edition 8.66
Silberschatz, Galvin and Gagne ©2009
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,
> 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
Silberschatz, Galvin and Gagne ©2009 Operating System Concepts – 8 th Edition 8.67
Tersine çevrilmiş (Inverted) Sayfa Tablosu
Operating System Concepts – 8 th Edition 8.68
Silberschatz, Galvin and Gagne ©2009
Tersine çevrilmiş (Inverted) Sayfa Tablosu
Operating System Concepts – 8 th Edition 8.69
Silberschatz, Galvin and Gagne ©2009
Segmentation
Kullanıcı, belleği değişken büyüklükteki
bölümlerde
n oluşuyormuş gibi görmektedir ve bu görüş bu yönetiminde de aynı şekilde olmaktadır. Segmentasyon, örneğin: kullanıcının bellek anlayışını destekleyen bir bellek yönetme şeklidir. Program birçok parçanın (segmentin) birleşiminden oluşmaktadır. Segment mantıksal bir bütündür,
Ana program, prosedür, fonksiyon, lokal ve global değişkenler, yığın , sembol tablosu bu bütünde yer alabili
r. 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.
Operating System Concepts – 8 th Edition 8.70
Silberschatz, Galvin and Gagne ©2009
User’s View of a Program
Operating System Concepts – 8 th Edition 8.71
Silberschatz, Galvin and Gagne ©2009
Segmentasyon için Mantıksal Görünüm
1 4 1 2 3 4 2 3 user space physical memory space
Silberschatz, Galvin and Gagne ©2009 Operating System Concepts – 8 th Edition 8.72
Segmentasyon Mimarisi
Mantıksal Adres: ,
Segment table
kullanılır – İki boyutlu fiziksel adrese dönüştürme işleminde 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)
bellekteki yerini gösterir Segment tablosunun points to the segment table’s location in memory
Segment-table length register (STLR) Program tarafından kullanılan segmentleri tutar.
Operating System Concepts
– 8 th Edition 8.73
indicates number of segments used by a program;
Silberschatz, Galvin and Gagne ©2009
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
Silberschatz, Galvin and Gagne ©2009 Operating System Concepts – 8 th Edition 8.74
Segmentation Hardware
Operating System Concepts – 8 th Edition 8.75
Silberschatz, Galvin and Gagne ©2009
Example of Segmentation
Operating System Concepts – 8 th Edition 8.76
Silberschatz, Galvin and Gagne ©2009
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
Silberschatz, Galvin and Gagne ©2009 Operating System Concepts – 8 th Edition 8.77
Logical to Physical Address Translation in Pentium
Operating System Concepts – 8 th Edition 8.78
Silberschatz, Galvin and Gagne ©2009
Intel Pentium Segmentation
Operating System Concepts – 8 th Edition 8.79
Silberschatz, Galvin and Gagne ©2009
Pentium Paging Architecture
Operating System Concepts – 8 th Edition 8.80
Silberschatz, Galvin and Gagne ©2009
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?!
Operating System Concepts – 8 th Edition 8.81
Silberschatz, Galvin and Gagne ©2009
Three-level Paging in Linux
Operating System Concepts – 8 th Edition 8.82
Silberschatz, Galvin and Gagne ©2009
Operating System Concepts – 8 th Edition
End of Chapter 7
Silberschatz, Galvin and Gagne ©2009