Sunum yükleniyor. Lütfen bekleyiniz

Sunum yükleniyor. Lütfen bekleyiniz

Silberschatz, Galvin and Gagne ©2009 Operating System Concepts – 8 th Edition Bölüm 7: Ana Bellek.

Benzer bir sunumlar


... konulu sunumlar: "Silberschatz, Galvin and Gagne ©2009 Operating System Concepts – 8 th Edition Bölüm 7: Ana Bellek."— Sunum transkripti:

1 Silberschatz, Galvin and Gagne ©2009 Operating System Concepts – 8 th Edition Bölüm 7: Ana Bellek

2 8.2 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

3 8.3 Silberschatz, Galvin and Gagne ©2009 Operating System Concepts – 8 th 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

4 8.4 Silberschatz, Galvin and Gagne ©2009 Operating System Concepts – 8 th Edition Taban ve Limit Kaydediciler (Base and Limit Registers) base and limit registerlar işlemlerin mantıksal adres alanını tanımlar.

5 8.5 Silberschatz, Galvin and Gagne ©2009 Operating System Concepts – 8 th Edition Bellek Yönetimi

6 8.6 Silberschatz, Galvin and Gagne ©2009 Operating System Concepts – 8 th Edition Base and Limit Registerlar ile Donanım Adres Koruması

7 8.7 Silberschatz, Galvin and Gagne ©2009 Operating System Concepts – 8 th Edition

8 8.8 Silberschatz, Galvin and Gagne ©2009 Operating System Concepts – 8 th Edition Mantıksal Fiziksel Adres

9 8.9 Silberschatz, Galvin and Gagne ©2009 Operating System Concepts – 8 th 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

10 8.10 Silberschatz, Galvin and Gagne ©2009 Operating System Concepts – 8 th Edition Program çalışırken, diske gönderilebilir ve tekrar bellekte başka bir alana erişebilir. (relocated) Kodda yer alan bellek referanslarının fiziksel adrese dönüştürülmesi gerekmektedir.

11 8.11 Silberschatz, Galvin and Gagne ©2009 Operating System Concepts – 8 th Edition Kuşbakışı Bellek İşlemleri Sembolik İsimler Mantıksal Adres Fiziksel Adres Binding/Bağlama Fiziksel Bellek birçok işlem tarafından kullanılmaktadır Relocation Allocation Paging Segmentation

12 8.12 Silberschatz, Galvin and Gagne ©2009 Operating System Concepts – 8 th Edition Programlama Adımları test1.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 compiler object code object code linker static library dynamic library executable loader memory image mylib,

13 8.13 Silberschatz, Galvin and Gagne ©2009 Operating System Concepts – 8 th 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

14 8.14 Silberschatz, Galvin and Gagne ©2009 Operating System Concepts – 8 th Edition Bellek Adresleri Oluşturma 14 Compilation LinkingLoading Prog P... foo()... P:... push... jmp _foo... foo:... 0 P:... push... jmp foo: Library routines 0 P:... push... jmp foo: P:... push... jmp foo: Library routines 1000 DİSKTE BELLEKTE

15 8.15 Silberschatz, Galvin and Gagne ©2009 Operating System Concepts – 8 th 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 Re-locatable Address Absolute Address (Physical Memory) Symbolic Address int I; goto p1; p1

16 8.16 Silberschatz, Galvin and Gagne ©2009 Operating System Concepts – 8 th 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)

17 8.17 Silberschatz, Galvin and Gagne ©2009 Operating System Concepts – 8 th 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)

18 8.18 Silberschatz, Galvin and Gagne ©2009 Operating System Concepts – 8 th 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 Absolute Load Module Compile The CPU generates the absolute addresses Link/Load Absolute Addresses (Physical Memory Addresses) 1024 JUMP 1424 LOAD Process Image (Part)

19 8.19 Silberschatz, Galvin and Gagne ©2009 Operating System Concepts – 8 th Edition Yükleme Zamanında Binding 19 Relative (Relocatable) Addresses 0 JUMP 400 LOAD Relative Load Module Symbolic Addresses PROGRAM JUMP i LOAD j DATA i j Source Code Compile Link/Load Absolute Addresses (Physical Memory Addresses) 1024 JUMP 1424 LOAD Process Image (Part)

20 8.20 Silberschatz, Galvin and Gagne ©2009 Operating System Concepts – 8 th 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 MAX =2000

21 8.21 Silberschatz, Galvin and Gagne ©2009 Operating System Concepts – 8 th 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

22 8.22 Silberschatz, Galvin and Gagne ©2009 Operating System Concepts – 8 th 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 ve kullanıcı programları da 0 adresine konumlandıysa adres = olacaktır. Böylece kullanıcı programı mantıksal adresle işlem yapar ve gerçek adresi hiç görememektedir.

23 8.23 Silberschatz, Galvin and Gagne ©2009 Operating System Concepts – 8 th Edition

24 8.24 Silberschatz, Galvin and Gagne ©2009 Operating System Concepts – 8 th 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) 0 to MAX to MAX

25 8.25 Silberschatz, Galvin and Gagne ©2009 Operating System Concepts – 8 th 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 değildir Program tasarımı ile uygulanır

26 8.26 Silberschatz, Galvin and Gagne ©2009 Operating System Concepts – 8 th 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.

27 8.27 Silberschatz, Galvin and Gagne ©2009 Operating System Concepts – 8 th Edition

28 8.28 Silberschatz, Galvin and Gagne ©2009 Operating System Concepts – 8 th 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..

29 8.29 Silberschatz, Galvin and Gagne ©2009 Operating System Concepts – 8 th 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

30 8.30 Silberschatz, Galvin and Gagne ©2009 Operating System Concepts – 8 th Edition Takaslama

31 8.31 Silberschatz, Galvin and Gagne ©2009 Operating System Concepts – 8 th 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

32 8.32 Silberschatz, Galvin and Gagne ©2009 Operating System Concepts – 8 th 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)

33 8.33 Silberschatz, Galvin and Gagne ©2009 Operating System Concepts – 8 th 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.

34 8.34 Silberschatz, Galvin and Gagne ©2009 Operating System Concepts – 8 th Edition Limit ve Relocation Register

35 8.35 Silberschatz, Galvin and Gagne ©2009 Operating System Concepts – 8 th 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

36 8.36 Silberschatz, Galvin and Gagne ©2009 Operating System Concepts – 8 th Edition Değişken Bölümlü(Variable Partition) Bellek Yönetimi

37 8.37 Silberschatz, Galvin and Gagne ©2009 Operating System Concepts – 8 th Edition Değişken Bölümlü(Variable Partition) Bellek Yönetim

38 8.38 Silberschatz, Galvin and Gagne ©2009 Operating System Concepts – 8 th Edition Değişken Bölümlü(Variable Partition) Bellek Yönetimi

39 8.39 Silberschatz, Galvin and Gagne ©2009 Operating System Concepts – 8 th 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.

40 8.40 Silberschatz, Galvin and Gagne ©2009 Operating System Concepts – 8 th Edition Boş alan Seçimi Örneğin, aşağıda verilmiş işlemleri ve gerektirdikleri bellek alanlarını inceleyelim İşlemBellekSüre P1600K10 P21000K5 P3300K20 P4700K6 P5500K15

41 8.41 Silberschatz, Galvin and Gagne ©2009 Operating System Concepts – 8 th 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

42 8.42 Silberschatz, Galvin and Gagne ©2009 Operating System Concepts – 8 th 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.

43 8.43 Silberschatz, Galvin and Gagne ©2009 Operating System Concepts – 8 th 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.

44 8.44 Silberschatz, Galvin and Gagne ©2009 Operating System Concepts – 8 th 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

45 8.45 Silberschatz, Galvin and Gagne ©2009 Operating System Concepts – 8 th Edition Sayfalı Bellek Yönetimi Mantıksal AdresFiziksel Adres

46 8.46 Silberschatz, Galvin and Gagne ©2009 Operating System Concepts – 8 th Edition Fiziksel ve Mantıksal Belleğin Sayfalama Modeli

47 8.47 Silberschatz, Galvin and Gagne ©2009 Operating System Concepts – 8 th Edition Sayfalama Örneği n=2 and m=4 32-byte memory and 4-byte pages

48 8.48 Silberschatz, Galvin and Gagne ©2009 Operating System Concepts – 8 th Edition Sayfalama Örneği

49 8.49 Silberschatz, Galvin and Gagne ©2009 Operating System Concepts – 8 th Edition Sayfalama Örneği

50 8.50 Silberschatz, Galvin and Gagne ©2009 Operating System Concepts – 8 th Edition Sayfalama Örneği

51 8.51 Silberschatz, Galvin and Gagne ©2009 Operating System Concepts – 8 th 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.

52 8.52 Silberschatz, Galvin and Gagne ©2009 Operating System Concepts – 8 th 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, ,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

53 8.53 Silberschatz, Galvin and Gagne ©2009 Operating System Concepts – 8 th Edition Boş Çerçeveler Yerleşimden Önce Yerleşimden Sonra

54 8.54 Silberschatz, Galvin and Gagne ©2009 Operating System Concepts – 8 th 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.

55 8.55 Silberschatz, Galvin and Gagne ©2009 Operating System Concepts – 8 th Edition TLB ile Sayfalama

56 8.56 Silberschatz, Galvin and Gagne ©2009 Operating System Concepts – 8 th 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.

57 8.57 Silberschatz, Galvin and Gagne ©2009 Operating System Concepts – 8 th Edition Valid (v) /Invalid (i) Bit

58 8.58 Silberschatz, Galvin and Gagne ©2009 Operating System Concepts – 8 th 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.

59 8.59 Silberschatz, Galvin and Gagne ©2009 Operating System Concepts – 8 th Edition Paylaşılan Sayfalar

60 8.60 Silberschatz, Galvin and Gagne ©2009 Operating System Concepts – 8 th Edition Sayfa Tablosu Yapısı Hiyerarşik Sayfa Tablosu Tersine Çevrilmiş (Inverted) Sayfa Tablosu

61 8.61 Silberschatz, Galvin and Gagne ©2009 Operating System Concepts – 8 th 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. (2 32 ’den 2 64 ’e kadar ) bu durumda sayfa tablosu da çok büyük olmaktadır. Örneğin, 32 bitlik mantıksal adres alanında, sayfa büyüklüğü 4K (2 12 ) olarak alınırsa sayfa tablosu 2 32 /2 12 = 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.

62 8.62 Silberschatz, Galvin and Gagne ©2009 Operating System Concepts – 8 th Edition İki seviyeli Sayfa Tablosu

63 8.63 Silberschatz, Galvin and Gagne ©2009 Operating System Concepts – 8 th 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: p 1 dış sayfa tablosu için indeks ve p 2 ise iç sayfa tablosu için yerleşimi içerir. forward-mapped page table Sayfa numarası sayfa ofseti p1p1 p2p2 d 12 10

64 8.64 Silberschatz, Galvin and Gagne ©2009 Operating System Concepts – 8 th Edition Adres Geçişi

65 8.65 Silberschatz, Galvin and Gagne ©2009 Operating System Concepts – 8 th Edition 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 byte entries Address would look like 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 outer page page offset p1p1 p2p2 d inner page

66 8.66 Silberschatz, Galvin and Gagne ©2009 Operating System Concepts – 8 th Edition Üç seviyeli Sayfalama

67 8.67 Silberschatz, Galvin and Gagne ©2009 Operating System Concepts – 8 th 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: Adres girişi ilk olarak 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 için bir karşılık bulunmazsa geçersiz bir adres tanımlaması yapılmış olacaktır. Bellek ihtiyacı azalır fakat arama süresi artar

68 8.68 Silberschatz, Galvin and Gagne ©2009 Operating System Concepts – 8 th Edition Tersine çevrilmiş (Inverted) Sayfa Tablosu

69 8.69 Silberschatz, Galvin and Gagne ©2009 Operating System Concepts – 8 th Edition Tersine çevrilmiş (Inverted) Sayfa Tablosu

70 8.70 Silberschatz, Galvin and Gagne ©2009 Operating System Concepts – 8 th 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: ’dir.

71 8.71 Silberschatz, Galvin and Gagne ©2009 Operating System Concepts – 8 th Edition User’s View of a Program

72 8.72 Silberschatz, Galvin and Gagne ©2009 Operating System Concepts – 8 th Edition Segmentasyon için Mantıksal Görünüm user spacephysical memory space

73 8.73 Silberschatz, Galvin and Gagne ©2009 Operating System Concepts – 8 th Edition Segmentasyon Mimarisi Mantıksal Adres:, 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

74 8.74 Silberschatz, Galvin and Gagne ©2009 Operating System Concepts – 8 th 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

75 8.75 Silberschatz, Galvin and Gagne ©2009 Operating System Concepts – 8 th Edition Segmentation Hardware

76 8.76 Silberschatz, Galvin and Gagne ©2009 Operating System Concepts – 8 th Edition Example of Segmentation

77 8.77 Silberschatz, Galvin and Gagne ©2009 Operating System Concepts – 8 th 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

78 8.78 Silberschatz, Galvin and Gagne ©2009 Operating System Concepts – 8 th Edition Logical to Physical Address Translation in Pentium

79 8.79 Silberschatz, Galvin and Gagne ©2009 Operating System Concepts – 8 th Edition Intel Pentium Segmentation

80 8.80 Silberschatz, Galvin and Gagne ©2009 Operating System Concepts – 8 th Edition Pentium Paging Architecture

81 8.81 Silberschatz, Galvin and Gagne ©2009 Operating System Concepts – 8 th 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?!

82 8.82 Silberschatz, Galvin and Gagne ©2009 Operating System Concepts – 8 th Edition Three-level Paging in Linux

83 Silberschatz, Galvin and Gagne ©2009 Operating System Concepts – 8 th Edition End of Chapter 7


"Silberschatz, Galvin and Gagne ©2009 Operating System Concepts – 8 th Edition Bölüm 7: Ana Bellek." indir ppt

Benzer bir sunumlar


Google Reklamları