Yrd. Doç. Dr. Sevinç İlhan Omurca OS Bolum 10 BÖLÜM 10 SANAL BELLEK Yrd. Doç. Dr. Sevinç İlhan Omurca OS Bolum 10

İçerik Giriş Sayfalama İsteği (Demand Paging) Sayfa Değişimi Frame lerin Yerleşimi Thrashing Bölümleme İsteği (Demand Segmentation) İşletim Sistemi Örnekleri

Giriş Virtual memory prosesin işletim sırasında tamamının hafızada tutulmasına gerek olmadan çalıştırılabilmesine olanak tanıyan bir tekniktir. Bu metodun en görünür avantajı kullanıcı programlarının fiziksel hafızadan daha büyük olmasına izin verebilmesidir. Uygulanması zordur. Bu teknik programcıları bellek sınırlamalarının hesaplanmasından kurtarır. Proseslerin adres uzaylarını ve dosyaları kolayca paylaşabilmesine olanak tanır. Dikkatli uygulanmazsa performansı düşürebilir.

Sanal Bellek Fiziksel Bellekten daha büyük olabilir

... Sanal bellek, mantıksal belleği fiziksel bellekten ayıran bir sistemdir. Küçük bir fiziksel hafızada büyük lojik hafıza kullanılabilir. Mantıksal belleği fizikselden ayırmaya ek olarak, sanal bellek yöntemi birçok dosya ve belleğin paylaşılmasına olanak tanır. Virtual memory genelde (sayfalama isteği)demand paging diye adlandırılan sistemin çalıştırılması ile uygulanır. Aynı zamanda segmentasyon sisteminde de uygulanabilir.

Özet Sayfalama İsteği Mekanizması PTE sayfalama isteğinde yardımcıdır Valid: Sayfa bellekte, PTE fiziksel sayfayı işaret eder. Invalid: Sayfa bellekte değil, PTE’deki bilgiyi sayfayı diskte bulmak için ara Kullanıcıdan gelen sayfa referansı invalid PTE ise MMU işletim sistemine kesme gönderir. İşletim sistemi page fault için ne yapar? Yer değiştirmek için eski bir sayfa seçer Eğer seçilen sayfa değiştirilmiş ise (D=1) içeriğini diske geri yaz Ona ait PTE invalid yapılır, cached TLB invalidate yapılır. Yeni sayfa bellekten diske yüklenir. Page table girişi güncellenir, TLB yeni giriş için invalidate yapılır. Tred page fault hatasının kaldığı yerden işlemeye devam eder. Tred devam edince yeni sayfa için TLB yüklenir.

Demand Paging (sayfalama isteği) Program genelde ikincil bir hafızada(Çoğunlukla disk) bulunur. Bir programı işletmek istediğimiz zaman belleğe taşınır. Programın tamamını taşımaktansa daha yavaş hareket eden “lazy swapper” denen bir mantık kullanılır. Lazy swapper bir programı ihtiyaç olana kadar hafızaya yüklemez. Bir program hafızaya yerleştirildiğinde lazy swapper ilerleyen işletimde hangi sayfaların kullanılabileceğini tahmin eder. Onları hafızada bırakır. Swap-out etmez. Sadece uzun süre kullanılmayan sayfaları swap-out eder. Çok kullanılan sayfaları bellekte tutar. Böylece I/O zamanı azalır.

Temel bileşenler Bir proses swap-in yapıldığı zaman, Pager, proses bir kez daha swap-out yapılmadan önce hangi sayfaların kullanılacağını tahmin eder. Tüm prosesi swap-out etmek yerine, pager, yalnızca gerekli sayfaları belleğe taşır. Bu durum kullanılmayacak olan sayfaların belleğe taşınmasını da önlemiş olur. Bu şemada, hangi sayfaların bellekte hangilerinin disk üzerinde olduğunu ayırt etmek için bir takım donanım desteğine ihtiyaç duyarız. Valid-Invalid bit şeması bu amaç için kullanılan bir şemadır.

Valid-Invalid Bit Bazı sayfalar bellekte değilken Page Table görünümü

... Hafızaya alınan sayfalar page table ‘da valid, hafızda olmayanlar invalid olarak işaretlenir. Bu işaret programın bu sayfaya erişemeyeceği anlamına gelmez. Sadece o an için hafızada bulunmadığı anlamına gelir. Erişim isteği ulaştığında sayfa diskten alınıp belleğe yüklenir, ilgili bit valid hale gelir. Erişim tekrarlanır. Programın işletilmesi için gereken sayfalar belleğe yüklendiğinde program işletimine devam eder. Program, bellekte olmayan bir sayfaya erişim yapmak istediğinde “page fault” kesmesi tarafından yakalanır.

Page Fault Sayfalama hatası olduğunda yapılan işlemler:

... Öncelikle bu proses için internal tablolar kontrol edilir. (Çoğunlukla proses kontrol blok ile muhafaza edilir) Hafıza erişiminin geçerli olup olmadığı ve referansın geçerli olup olmadığı kontrol edilir. Eğer bir ihlal varsa yani referans invalid ise program sonlandırılır. Eğer valid ise ve henüz bu sayfayı getirmemiş isek onu belleğe getirmemiz gerekir. Boş bir frame buluruz. Free frame list ‘den bunu öğrenebiliriz. Az önce belirlediğimiz frame ‘e diskten bilgiyi okuyup getirecek işi planlarız. Diskten bilgi okunması tamamlandığında , internal table ‘daki ilgili biti sayfanın bellekte olduğu şeklinde güncelleriz. Illegal adres hatası nedeniyle durdurulan programı restart ederiz. Proses şimdi az önce erişmek istediği sayfa hafızada olduğu için normal olarak erişebilir.

Demand Paging Performansı Effective Access Time (EAT) EAT=Hit rate x Hit time + Miss rate x Miss Time Örnek: Memory access time: 200 nanoseconds Average page-fault service time:8 miliseconds P: probability of miss, 1-p: probability of hit EAT= (1-p)x200ns+px8ms = 200ns + p x 7,999,800 ns

... Etkin zamanını tam olarak hesaplamamız için page fault sayısını hesaplamamız gerekir. Page fault sırası ile şu aşamaları uygulanmasına neden olur: İşletim sistemine trap iletilir. Proses durumunun ve kullanıcı register’larının saklanması. Interrupt’ın nedeninin page fault olduğunun tespiti Sayfa referansının geçerli olduğunun tespiti ve sayfanın disk üzerindeki yerinin bulunması. Diskten bilginin okunup free frame’e aktarılması: Okuma isteği karşılanana kadar ilgili device’ın kuyruğunda bekle Device seek(arama) ve latency(gecikme) zamanı için bekle Sayfanın boş bir frame transferini başlat

... Beklerken cpu başka işler için tahsis et. Diskten interrupt gelmesi (I/O complete) Bir başka kullanıcı için register ‘ları ve program state ‘lerini saklama Interrupt’ ın diskten geldiğinin belirlenmesi Page table ‘ın ve diğer table ‘ların düzeltilmesi (güncellenmesi) CPU ‘ nun tekrar bu proses için çalıştırılmasını bekleme süresi Kullanıcı register’larının , program state’ inin , yeni page table’ ın geri depolanması ve kesilen talimatın işletiminin tekrar başlatılması

... Bu durumların hepsi her page fault ‘ta olmamaktadır. Fakat her durumda kabaca şu durumlar meydana gelmektedir. Page fault interrupt’ını servis et. Page değiştirilmesi (swap) Prosesin restart edilmesi

… Diske gitmek bellek erişim performansından ödün vermek anlamına gelecektir. 1000 sayfa referansından bir tanesinde page fault oluşursa EAT=8.2 microsec. hesaplanmıştır. Bu oranı %10 un altında tutmak için 400000 referansta 1 sayfa hatası oluşmalıdır. (Vistayı öldüren neden) Bunların sonucunda işletim sistemlerinde sayfa değişim politikası çok önemlidir.

Sayfa Değişimi Kullanıcı programı işletilirken page fault oluşur. İşletim sistemi bunun illegal adres veya hafızada bulunmamasından kaynaklanan bir hata olduğunu kontrol eder. İşletim sistemi disk üzerinde istenen sayfanın yerini bulur. Hafızaya bunu alacağı zaman eğer hafızada yer yok ise ne olacak ?

Sayfa Değişim İhtiyacı

Sayfa değişimi Sayfa değişimi şu yaklaşımı uygular: Eğer hiç boş frame yoksa şu anda kullanılmayan bir frame bul ve onu hafızadan uzaklaştır. Uzaklaştırılacak frame’in bilgileri diske yazılır. Bu sayfanın hafızada bulunmadığı bilgisi de page table’da güncellenir.

Sayfa Değişimi

... Page Replacement için uygulanan tam model şöyledir : Disk üzerinde istenen sayfayı bul Bir boş frame bul Eğer bu bir boş frame ise kullan Aksi halde page-replacement algoritmasını kullanacak kendine bir kurban seç Kurban sayfanın bilgilerini diske yaz. Frame table listesini güncelleştir. İstenen sayfanın bilgilerini yeni elde edilen frame‘den oku. Page table ve frame table ‘da bilgili bilgileri güncelleştir. Kullanıcı prosesini tekrar başlat.

Dirty bit Bu durumda dikkat etmemiz gereken başka bir durum da o page ‘in içeriğinin değişip değişmediği bilgisidir. Bu da modify (dirty) bit kullanılarak ayarlanabilir. Her sayfa yada frame bir modify bite sahip olabilir. Sayfa içeriği hafızaya alındıktan sonra dirty bit sıfırlanır. Daha sonra bu page üzerinde herhangi bir bilgi değişikliği meydana geldi ise bu bit dirty modified olarak set edilir. Page replacement sırasında bu bit incelenir. Eğer sayfa içeriğinde herhangi bir değişiklik varsa, dirty bit set ise o zaman sayfa diske yazılır. Eğer içerikte bir değişiklik yoksa tekrar yazılmasına gerek kalmaz.

Sayfa Değişim Algoritmaları Sayfa değişim algoritmalarından en az page fault üretecek teknik seçilmelidir. Hafıza referans dizileri “referans string” olarak adlandırılır

Örnek:referans string Özel bir program sırası: 0100 , 0432 , 0101 , 0612 , 0102 , 0103 , 0104 , 0101, 0611, 0102, 0103, 0104, 0101, 0610, 0102, 0103, 0104, 0101, 0609, 0102, 0105 Her bir sayfada 100 byte bulunmaktadır referans stringi : 1 , 4 , 1, 6 , 1 , 6, 1 , 6, 1, 6, 1 olacaktır.

Page Fault-Frame Sayısı

Algoritmalar Sıradaki metodları incelerken 3 frame boş kabul edip , şu referans string için incelemelerimizi yapalım : 7 , 0 , 1 , 2 , 0 , 3 , 0 , 4 , 2 , 3 , 0 , 3 , 2 , 1 , 2 , 0 , 1 , 7 , 0 ,1

FIFO En basit page replacement algoritmasıdır. FIFO algoritması her page hafızaya girdiğinde ona bir numara verir. Page replacement gerektiğinde en eski giriş numarasına sahip olan page dışarı alınır. Kötüdür çünkü az kullanılan bir sayfa için çok kullanılanı dışarı alır.

Optimum Yer Değişim Alg. Optimal Page Replacement metodu tüm algoritmalar içerisinde en az page fault‘a uğrayan algoritmalardandır. Mantığı basittir : En uzun zaman kullanılmayacak olan sayfayı değiştir. Çok başarılı sonuçlar verebilir fakat geleceği kestirmek mümkün değildir. Karşılaştırma yapmak için iyidir.

Least Recently Used (LRU) Optimal replacement algoritmasının uygulama zorluğu nedeni ile bu algoritmaya yaklaşım yapmak daha mantıklı olacaktır. Mantığı , son belli bir periyotta en az kullanılan sayfaları değiştirmektir. LRU her sayfayı son kullanıldığında işaretler. Bir page replacement gerektiğinde LRU en uzun periyotlu iş seçer ve onu dışarı alır. Buradaki temel problem LRU ‘nun nasıl gerçekleneceğidir. Yani sayma işi nasıl yapılmalıdır. Bunun için 2 yaklaşım mevcuttur : Counters : Her page kullanıldığında onunla ilgili bir time-of-use register veya bir counter kullanmaktır. Periyot hesaplanırken bu clock register değerine bakılabilir. Clock için overflow dikkatle incelenmelidir. Stack : LRU uygulama gerçekleştirme yollarından birisi de page number’ lar için bir stack tutmaktır. Bir sayfa referans edildiğinde onu bulunduğu yerden çıkarıp stack ‘ın en üstüne koymaktır. Bu durumda en üstteki page ‘ler en fazla kullanılmış page ‘ler olacak , en alttaki page ‘ler en az kullanılmış page ‘ler olacaktır. Yer değiştirmede bu page ‘ler seçilir.

LRU Proseslerin locality modeline dayanır. Optimum yer değişim algoritmasına iyi bir yaklaşık çözüm üretebilir.

Page Fault Frekansı

Belady’s Anomaly Bellek eklemek page fault sayısını azaltır mı? LRU ve MIN için evet FIFO için gerekli değil (Belady’s Anomaly olarak adlandırılır)

LRU Uygulaması Perfect: Her referans için timestamp Sayfa listesini referans edildikleri zamana göre sürekli sıralı tutmak Bu yöntemin gerçekte uygulanması çok maliyetli Clock Algoritması: Fiziksel sayfaları bir daire içinde bir single clock hand ile düzenlemek LRU yaklaşıklığı Eski sayfayı değiştir, en eskisini değil Detaylar: Hardware, her fiziksel sayfa için bir “use” bit kullanır. Donanım her referansta use biti set eder. Use bit set edilmemiş ise, uzun zaman referans edilmemiş demektir. Sayfalama hatasında: Advanced clock hand Use biti kontrol et: 1 used recently: bellekte bırak 2  yer değişim için seçilmiştir. Tüm use bitler set edilmiş ise FIFO ya dönecektir.

Clock Algorithm: Not recently used

Clock Algorithm Referans Biti: Düzenli aralıklarla (örneğin 100 msec) timer interrupt’ ı kontrolü işletim sistemine geçirir. İşletim sistemi her sayfanın son 8 periyotta ne kadar kullanıldığını anlamak için kayıtlar tutar. Burada bir bit sağa kaydırma yapacak son periyottaki bilgiyi en soldaki bite yazar. Bu durumda 0000000 : son 8 periyottur hiç kullanılmamış bir sayfa 11111111: son 8 periyottur tam kullanılmış bir sayfa. 11000100 , 01110111‘e göre son periyotta kullanılmış olması nedeni ile daha kalıcı olacaktır.

LRU approximation: N. Chance Algorithm Temel olarak FIFO algoritmasına benzer. Sayfaya N şans ver İşletim Sistemi her sayfa için sayaç tutar : # sweeps Page fault ta, İşletim Sistemi use biti kontrol eder. 1 son taramada (sweep’te) kullanıldı. 0sayacı artır; sayac=N ise sayfayı değiştir. Neden N büyük seçilir? Daha iyi LRU yaklaşıklığı Neden N küçük seçilir? Daha etkili Aksi taktirde boş bir sayfa bulmak için çok uzun süre aramak zorunda kalacak Common Implementation Güncellenmiş sayfalara ekstra şans ver Clean pages için N=1 Dirty Pages için N=2 (güncellemeler diske yazıldığında N=1 yap)

Second Chance Alg.

Sayma Tabanlı Sayfa Değişim Alg. Least Frequently Used (LFU): Her sayfa için bir counter tutar. Sayfaya erişim yapıldığında bu sayıyı artırır. Değişim yapılacağında en düşük sayıya sahip olan sayfa değiştirilir. Most Frequently Used (MFU): En az counter değerine sahip olan sayfa, muhtemelen yeni alınmıştır ve kullanılmamıştır diye düşünülür.Ve bu sayfa yer değiştirilmez.

Demand Paging (detaylar) Hardware use bitini TLB de set eder: TLB girişi yer değiştirdiğinde, software use bitini page table’a geri kopyalar. Software TLB girişlerini FIFO listesi gibi düzenler; TLB de olmayanlar LRU ile düzenlenir.

Frame’lerin Yerleşimi Toplam sistemdeki boş frame‘in üzerinde yerleşim yapamayız. Bunun dışında yerleşim için kullanılabilecek minimum frame sayısını da belirlemeliyiz. Açıkça görülmektedir ki , her bir proses için ayrılan frame sayısı azaldıkça , page fault sayısı artar , bu da sistemin daha yavaş bir performansla çalışmasına sebep olur.

Frame Yerleşim Alg. Eşit Paylaşım: En basit yol m adet frame‘i n adet proses kullanacak iken m/n eşit paylaşımda yerleşim yapmaktır. Örnek olarak 93 frame varsa ve 5 adet proses varsa her proses 18 frame alır. 3 frame ise free frame buffer pool olarak tutulur. Oranlı Paylaşım: Her prosesin ihtiyacı olan alana oranla frame kendilerine tahsis edilir. 62 frame‘i 10 ve 127 sayfa kullanan 2 proses için paylaştıracak olursak : 10/137 * 62 = 4 127/137 * 62 = 57

Page Fault Frekansı

Trashing Yüksek sıklıkta oluşan paging durumuna “trashing” adı verilir. Eğer bir proses işletim zamanından daha fazla bir zamanı paging için harcıyorsa o proses trashing durumundadır. Trashing birçok performans problemine neden olur.

Trashing Proses yeterli sayfaya sahip değilse page fault oranı çok yüksektir: Düşük CPU verimliliği OS zamanının çoğunu swapping ile geçirir. CPU hızı disk hızı ile sınırlandırılmış olur

... Trashing nasıl tespit edilir ve önlenir? Trashing‘i önlemek için prosese ihtiyacı olan kadar frame sağlamamız gerekir. Hangi prosesin ne kadar frame‘e ihtiyacı olacağını nereden bileceğiz? Bunun için çeşitli teknikler uygulanmaktadır. Working set stratejisi programın o an gerçekte kullandığı frame‘lere bakar. Bu yaklaşım program işletiminin localite modelini tanımlar.

Locality Model Locality model bir programın işletilirken değişik yerlerden geçtiğini ifade eder. Locality, aktif olarak programın aynı anda kullandığı sayfa sayısıdır. Bir program genelde değişik lokalitelerden oluşur. Örnek olarak bir subrutin çağrıldığında bu yeni bir lokalite tanımlar. Bu lokalitede hafıza referansları subturinin talimatları ile belirlidir. Lokalitenin kendi yerel değişkenleri vardır. Bunun yanında birtakım da genel değişkenler bulunmaktadır. Subrutinden çıkıldığında proses bu lokaliteyi terk eder.

Working Set Model Working set modeli lokalite üzerinde kurulmuş bir modeldir. Bu model working set window‘u tanımlamak için  parametresini kullanır. Genel mantığı son zamanlarda kullanılan  sayfa referanslarını incelemektir. Working set son belli bir zamanda kullanılan  page referansları topluluğudur. Eğer sayfa aktif kullanımda ise working set ‘de olacaktır. Eğer kullanılmıyor ise  zamanından sonra working setten düşecektir.

...   working-set window  Sayfa referans sayısı örnek: 10,000 instruction WSSi (working set of Process Pi): D=toplam WSSi : frameler için toplam istek Her proses aktif olarak working setteki page ‘lerini kullanır. Bu yüzden proses i WSSi frame ‘e ihtiyaç duyar. Eğer toplam istek toplam uygun frame sayısından fazla olursa (D>m) trashing oluşur. Birtakım prosesler yeterli frame alamaz.

...

… Working set modelin kullanımı basittir. İşletim sistemi her prosesi izler ve onların working set ölçülerine göre gereken frameleri tahsis eder. Eğer yeterli extra boş frame var ise yeni bir proses başlatabilir. Eğer working setin toplam boyu artarsa ve yeterli frame sayısını geçerse işletim sistemi prosesi askıya alabilir. Prosese ait sayfalar, yeterli yer olduğunda geri yüklenmek üzere swap out edilir.

Working Set Listesi Proses daima boş bir working set ile başlar. newer pages older pages Process “WorkingSet” Proses daima boş bir working set ile başlar. Daha sonra Working sette olmayan bir sayfaya referans ettiğinde page fault lara maruz kalır.

Sayfalama İsteği Özet Sayfa değişim politikaları: FIFO MIN LRU Clock Algortihm: LRU yaklaşıklığı Tüm sayfaları dairesel bir listede düzenler Sayfaları tarar, Bir çevrimde sayfa “not in use” ise yer değiştirilebilir. N. Şans algoritması: LRU yaklaşıklığı Yer değiştirmeden önce, sayfalar arasında saat üzerinde birden çok çevrim gerçekleştirilir. Second chance Alg: LRU yaklaşıklığı Working Set Proses tarafından erişilen güncel sayfaların kümesi Thrashing

Sanal AdresFiziksel Adres user page table girişleri yardımı ile eşleştirme sanal sayfalar ve fiziksel bellek arasında dolaylı ilişki Virtual pages Physical memory x86: 31 22 21 12 11 system 10 10 12 Page directory index user Page table index Byte index Page table entries system

Shared and Private Pages Process A Process B 00000000 Physical Memory 7FFFFFFF 80000000 C0000000 Paylaşım için, birden çok prosesin PTE leri aynı fiziksel sayfalara işaret eder. C1000000 FFFFFFFF

32-bit x86 Address Space 32-bits = 4 GB Default 3 GB user space 2 GB process space 3 GB User process space 2 GB System Space 1 GB System Space 7

64-bit Address Spaces Itanium x64 6657 GB System Space 6144 GB System 64-bits = 17,179,869,184 GB x64 today supports 48 bits virtual = 262,144 GB IA-64 today support 50 bits virtual = 1,048,576 GB x64 Itanium 8192 GB (8 TB) User process space 7152 GB (7 TB) User process space 6657 GB System Space 6144 GB System Space 7

32-bit x86 Virtual Address Space 00000000 Code: EXE/DLLs Data: EXE/DLL static storage, per-thread user mode stacks, process heaps, etc. Unique per process, accessible in user or kernel mode 2 GB per-process Bir prosesin, diğer prosesler tarafından direk olarak erişilemeyen adres alanı 2 GB system-wide İşletim sistemi buraya yüklenir, ve her prosesin adres alanında görünür. 7FFFFFFF 80000000 Per process, accessible only in kernel mode Code: NTOSKRNL, HAL, drivers Data: kernel stacks, File system cache Non-paged pool, Paged pool C0000000 Process page tables, hyperspace System wide, accessible only in kernel mode FFFFFFFF 7

64-bit ia64 (Itanium) Virtual Address Space 00000000 00000000 User mode space per process 64 bits = 2^64 = 17 billion GB (16 exabytes) total Diagram NOT to scale! 7152 GB default per-process Pages are 8 Kbytes All pointers are now 64 bits wide 6FC 00000000 Kernel mode per process 1FFFFF00 00000000 Process page tables 20000000 00000000 Session space 3FFFFF00 00000000 Session space page tables E0000000 00000000 System space E0000600 00000000 FFFFFF00 00000000 FFFFFFFF FFFFFFFF System space page tables

x86 Virtual Address Translation PFN 0 1 31 0 2 Page table selector Page table entry selector Byte within page 3 index index 4 CR3 5 physical address physical page number (“page frame number” or “PFN”) 6 7 8 9 10 11 12 Page Tables (up to 512 per process, plus up to 512 system-wide) Page Directory (one per process, 1024 entries) Physical Pages (up to 2^20)

x64 Virtual Address Translation PFN 0 1 48 0 2 Page map Level 4 Page dir pointer Page table selector Page table entry selector Byte within page 3 4 5 6 7 8 9 10 11 12 Page Map Level 4 Page Directory Pointers Page Directories Page Tables Physical Pages (up to 2^40) CR3

Virtual Address Translation Her valid virtual address fiziksel bir adrese dönüştürülür. virtual address Page Directory Virtual page number Byte within page Address translation (hardware) Page Tables if page not valid... page fault (exception, handled by software) Translation Lookaside Buffer Physical page number Byte within page a cache of recently- used page table entries physical address

Mapping Process vs. System-Space Addresses System-wide page tables (up to 512 persystem) Page directory nin üst yarısı her proses için aynı girişleri kapsar. (bazı küçük değişiklikler olabilir), Bu girişler system-wide page table lara işaret eder. Page Directories (Her proses için bir tane) Her prosese ait sayfa tablosu kümeleri (up to 512 per process)

Page Directory ve Page Table Girişleri 1 virtual address of PD Entry or PT Entry contents of PDE or PTE interpreted contents Page Frame Number (== physical page number) of Page Table Page Frame Number (== physical page number) for valid page D = Dirty (modified since made valid) A = Accessed (recently) KW = Kernel mode writable V = Valid bit Where pager can find contents of an invalid page KDx86> !pte fea80000 FEA80000 - PDE at C0300FE8 PTE at C03FAA00 contains 0040C063 contains 0002D063 pfn 0040C DA--KWV pfn 0002D DA--KWV KDx86> !pte 50000 00050000 - PDE at C0300000 PTE at C0000140 contains 002AF067 contains 0011A080 pfn 002AF DA--UWV not valid PageFile 0 Offset 11a Protect: 4 1 2 2 3 3 4 5 6 7 8 9 4 5 6 A 7 8 9 A Rasgele seçilmiş bir sanal adres için ekran görüntüsü

Translating a virtual address Bellek yönetimi, Page directory’ yi current proses için tarar. (cr3 register on Intel) Page directory index’i istenen page table’a işaret eder. Page table index’i istenen sanal sayfaya işaret eder. Eğer sayfa valid ise, PTE(page table entry) sanal sayfanın fiziksel adresini içerir. (PFN – page frame number) of the virtual page Memory yönetimindeki ”fault handler” invalid sayfaları yakalar ve onları valid yapmaya çalışır. PTE valid sayfaya işaret ettiği zaman, byte index’i istenen verinin adresini göstermek üzere kullanılır.

Page directories & Page tables Her proses, tek bir page directory ye sahiptir. (phys. addr. in KPROCESS block, at 0xC0300000, in cr3 (x86)) cr3 her context switches’de yeniden yüklenir. Page directory page directory girişlerinden oluşmaktadır. (PDEs) Bu girişler, bu proses için sayfa tablolarının durum/yer bilgisini tanımlar. Sayfa tabloları istek üzerine yaratılır. x86: 1024 page tables describe 4GB Her proses özel page table kümelerine sahiptir. Sistem bir tane page tables kümesine sahiptir. System PTEs sınırlı kaynaktır: boot zamanında işlem görür.

System and process-private page tables PTE 0 PDE 0 private PDE 0 PTE 0 PDE 511 PDE 511 PDE 512 PDE 512 System page tables PDE n Sys PTE 0 PDE n Process 2 page tables Process 1 page tables Process 1 page directory Process 2 page directory Sys PTE n Proses yaratılmasında, system alanı page directory’si, girişleri var olan sistem page table larına işaret ederler. Proseslerin tümü aynı sistem alanı görünümüne sahip değildir. (Yeni sayfa tablolarının yerleşimlerinden sonra)

Page Table Entries Page tables Page Table Entries den oluşan bir dizidir.(PTEs) Valid PTE’ ler iki alana sahiptir: Page Frame Number (PFN) Sayfanın Durumunu ve korumasını bildiren bayraklar Res (writable on MP Systems) Res Global Res (large page if PDE) Dirty Accessed Cache disabled Write through Owner Write (writable on MP Systems) 31 12 Page frame number U P Cw Gi L D A Cd Wt O W V valid

PTE Status and Protection Bits (Intel x86 only) Name of Bit Meaning on x86 Accessed Page has been read Cache disabled Disables caching for that page Dirty Page has been written to Global Translation applies to all processes Large page Indicates that PDE maps a 4MB page (used to map kernel) Owner Indicates whether user-mode code can access the page of whether the page is limited to kernel mode access Valid Indicates whether translation maps to page in phys. Mem. Write through Disables caching of writes; immediate flush to disk Write Uniproc: Indicates whether page is read/write or read-only; Multiproc: ind. whether page is writeable/write bit in res. bit

TLB (Özet) Adres dönüşümü iki şeye ihtiyaç duyar: Page directory deki doğru tabloyu bulmak Page table daki doğru girişi bulmak CPU lar adres dönüşümünü cacheler. Erişilmiş bellek dizisi: translation look-aside buffer (TLB) TLB: daha güncel kullanılmış sayfaların sanal-fiziksel adres dönüşümü için Virtual page #: 17 Virtual page #: 5 Page frame 290 Virtual page #: 64 Invalid Virtual page #: 17 Page frame 1004 Eş zamanlı okuma ve karşılaştırma Virtual page #: 7 Invalid Virtual page #: 65 Page frame 801

Page Fault Handling (Win) invalid sayfaya referans page fault olarak adlandırılır. “Kernel trap handler” dispatches: Memory manager fault handler (MmAccessFault) diye adlandırılır. Hata ya sebep olan threadin içeriği içinde çalışır. Hatayı çözmeye çalışır yada exception üretir.

Invalid PTEs and their structure (Win) Page file: desired page resides in paging file Transition Prototype Valid 31 12 11 10 9 5 4 1 Page File No Page file offset Protection

Invalid PTEs and their structure (contd.) Transition: sayfa bellekte standby, modified, yada modified-no-write listede mi? Sayfa listeden çıkarılır working set e eklenir Transition Prototype Protection Cache disable Write through Owner Write Valid 31 12 11 10 9 5 4 3 2 1 Page Frame Number 1 1 Protection PTE 0 ise ya da page table henüz kurulmamış ise Sanal adreslerin reserved olup olmadığını kontrol için sanal adres alanlarını test et (VADs) Yeni commit edilmiş alan için page table ları oluştur.

Working Set Replacement PerfMon Process “WorkingSet” Working set maximuma eriştiğinde (or working set trim occurs) bazı sayfalar yerlerini yeni sayfalara bırakmalılar. Local page replacement policy uygulanır Page replacement algoritması LRU dur(pages are aged) New VirtualAlloc flag in XP/Server 2003: MEM_WRITE_WATCH to standby or modified page list

Working Set System Services System call below can adjust min/max Limits are “soft” (many processes larger than max) Memory Manager decides when to grow/shink working sets New system call in Server 2003 (SetProcessWorkingSetSizeEx) allows setting hard min/max Windows API: SetProcessWorkingSetSize( HANDLE hProcess, DWORD dwMinimumWorkingSetSize, DWORD dwMaximumWorkingSetSize)

Locking Pages Sayfalar working set içinde kilitlenebilir Bu şekilde prosesteki herhangi bir tred işletilirken sayfaların kesinlikle fiziksel bellekte yer almaları sağlanır.(resident) Windows API: status = VirtualLock(baseAddress, size); status = VirtualUnlock(baseAddress, size); Kilitlenebilir sayfalar Max working set boyutunun bir bölümüdür. Changed by SetProcessWorkingSetSize Sayfalar fiziksel bellekte sadece kernel mod kod ile kilitlenebilir. Bu durumda bu sayfalar “outswapping” durumundan muaf olurlarMmProbeAndLockPages

System Working Set Windows un pageable system-space code ve data sı “system working set” de yer alır. 4 bileşenden oluşur: Paged pool Pageable code and data in the exec Pageable code and data in kernel-mode drivers, Win32K.Sys, graphics drivers, etc. Global file system data cache

Example:Session Working Set New memory management object to support Terminal Services in Windows Session = an interactive user Session working set = the memory used by a session Instance of WinLogon and Win32 subsystem process WIN32K.SYS remapped for each unique session Win32 subsystem objects Win32 subsystem paged pool Process working sets page within session working set Revised system space layout x86 80000000 System code (NTOSKRNL, HAL, boot drivers); initial nonpaged pool A0000000 Win32k.sys *8MB) A0800000 Session Working Set Lists A0C00000 Mapped Views for Session A2000000 Paged Pool for Session

Managing Physical Memory Sistem unassigned fiziksel sayfaları şu listelerden birinde saklar Free page list Modified page list (güncellenmiş) Standby page list (güncellenmemiş) Zero page list (0 sayfalama isteği) Bad page list – sistem startup ta bellek testini geçemeyen sayfalar Bu listeler PFN database deki girişler ile düzenlenir. FIFO listesi gibi düzenlenir.

Paging Dynamics Working set e yerleştirilen yeni sayfalar free ya da zero page listin başından seçilir. Working setten sayfa değişim algoritmasına göre çıkarılan sayfalar ise en sonuna gider: The modified page list (eğer working sette oldukları süre içinde modify edilmişlerse) The standby page list (eğer modified edilmemişlerse) Karar page table entry deki “D” (dirty = modified) bitine bakarak verilir Sayfalar diske yazıldıktan sonra dirty listten clean liste alınırlar.

Standby and Modified Page Lists Modified pages modified (dirty) liste yazılır. Bu sayfaların diske yazılmadan bellekten alınmalarını engeller Unmodified pages standby (clean) liste yazılır. Bu listeler, “yeniden ihtiyaç duyulabilecek olan sayfalar” a ait bir system-wide cache kurarlar. standby and modified page listedeki sayfalar proseste yeniden page fault hatasına sebep olabilirler. Bunlar page faultlar olarak sayılırlar,page reads olarak değil

Free and Zero Page Lists Free Page List Page reads için kullanılır Process exit olduğunda modified pages ler listeye yazılır Yüklü işletim sistemlerinde, bu liste genelde boştur Zero Page List Zero thread windowsun en düşük öncelikli tredidir. (priority 0) Görevi dirty page leri sıfırlamaktır, windows sıfırlanmış sayfalara ihtiyaç duyar ve bunları elinde bulundurur. Güvenlik açısından allocate edilmiş bir belleğin dirty page barındırmamasını sağlar. Free list 8 yada daha fazla girişe sahip olduğunda bu tred signal edilir. MMU önce free liste gider, bu liste boş ise zero liste gider, bu buş ise stand by liste gider.

Paging Dynamics Standby Page List Free Page List Zero Page List Bad demand zero page faults page read from disk or kernel allocations Standby Page List Free Page List Zero Page List “soft” page faults Bad Page List Process Working Sets modified page writer zero page thread Modified Page List working set replacement Private pages at process exit

Pages in Physical Memory Working Sets in Memory Process 3 Process 2 00000000 Process 1 M M F 3 2 F 2 F S M S S F 1 Pages in Physical Memory F 1 3 F F F M F 2 F 3 F M 1 F S 7FFFFFFF 80000000 Proses page fault a maruz kalırsa, sayfalar free, modified, yada standby listesinden çıkarılır ve prosesin working setinin bir parçası yapılır. Paylaşılmış bir sayfa birden çok prosesin working setinde resident olabilir. FFFFFFFF

Page Frame Number-Database Her fiziksel sayfa için bir giriş (24 bytes) Her sayfanın fiziksel bellekteki durumunu (state) tanımlar active/valid sayfalar için girişler şunları kapsar: Original PTE value Original PTE virtual address Working set indexi Diğer sayfalar için girişler şunlarda link edilmiştir: Free, standby, modified, zeroed, bad lists Share count (active/valid pages): Reference count: Reference count 1->0: page free, standby yada modified listesine eklendi

PFD Status Description Active/valid Page is part of working set (sys/proc), valid PTE points to it Transition Page not owned by a working set, not on any paging list I/O is in progress on this page Standby Page belonged to a working set but was removed; not modified Modified Removed from working set, modified, not yet written to disk Modified no write Modified page, will not be touched by modified page write, used by NTFS for pages containing log entries (explicit flushing) Free Page is free but has dirty data in it – cannot be given to user process – C2 security requirement Zeroed Page is free and has been initialized by zero page thread Bad Page has generated parity or other hardware errors

Before: During: After: Notepad Word Explorer System Available Avail. RAM Optimizer Notepad Word Explorer System After: Available See Mark’s article on this topic at http://www.winnetmag.com/Windows/Article/ArticleID/41095/41095.html

Increased Limits in 64-bit Windows Itanium x64 x86 User Address Space 7152 GB 8192 GB 2-3 GB Page file limit 16 TB 16 TB 4095 MB PAE: 16 TB Max page file space 256 TB 256 TB ~64 GB System PTE Space 128 GB 128 GB 1.2 GB System Cache 1 TB 1 TB 960 MB Paged pool 128 GB 128 GB 470-650 MB Non-paged pool 128 GB 128 GB 256 MB