Kapitel 8 Speicherverwaltung

Kapitel 8 

Speicherverwaltung 

RW-Systemarchitektur Kap. 8 

1

Überblick Betriebssysteme 

6 Einführung 

7 Prozesse, Fäden (threads), Scheduling 

8. Speicherverwaltung 

8.1 Anforderungen an die Speicherverwaltung 

8.2 Grundlegende Methoden der Speicherverwaltung 

8.2.1 Partitionierung 

8.2.2 Verlagerung 

8.2.3 Seitenadressierung und Seitenaustausch 

8.2.4 Segmentierung 

8.2.5 Seiten und Segmente 

9. Dateisysteme 

10. Ein- und Ausgabe 

Nebenläufigkeit und wechselseitiger Ausschluss – Inhalt der 

Vorlesung „Nebenläufige Programmierung“ 

Deadlocks - dito 


2

8 Speicherverwaltung 

• Speicherverwaltung: 

– Aufteilung des verfügbaren Hauptspeichers zwischen 

• Betriebssystem 

• verschiedenen Prozessen 

• Speicherverwaltung erfordert enges Zusammenspiel von 

– Hardware und 

– Betriebssystem. 

• Hardwareaspekte (virtueller Speicher): 

– kurz in Kapitel 4 behandelt 

• Jetzt: 

– Betriebssystemaspekte 

– Ausführliche Behandlung des Zusammenspiels Hardware / 

Betriebssystem 


3

Speicher 

• Funktion – Aufbewahrung für Programme und Daten 

• Organisation – meist eine “Hierarchie” 

Inhalte/Struktur 

Befehle/Adressen/./Operanden 

Blöcke 

Seiten 

Dateien 

CPU-Register 

Cache 

Speicher 

Festplatte 

Band 


Besitzer/Verwalter 

Größe 

Programm 

1-8 Bytes 

Cache Controller 

8-128 Bytes 


512-4K bytes 

Bnutzer/Operator 

Mbytes 

oben 

unten 

schnell, 

klein 

langsam, 

groß 

4

8.1 Anforderungen an die Speicherverwaltung 

Anforderungen an die Speicherverwaltung von der Betriebssystemseite 

• Bereitstellung von Speicher für Betriebssystem und Prozesse 

• Ziel wg. Mehrprogrammbetrieb (Multiprogramming): 

Möglichst viele Prozesse im Speicher vorhanden 

Anforderungen nach Lister/Eager: Fundamentals of Operating Systems 

1. Verlagerbarkeit (relocatability) 

2. Schutz (protection) 

3. Gemeinsame Nutzung (sharing) 

4. Logische Organisation 

5. Physikalische Organisation 


5

Verlagerung (relocation) 

• Motivation: 

– Mehrere Prozesse gleichzeitig im System 

– Auslagern und Wiedereinlagern ganzer Prozesse aus dem 

Hauptspeicher ermöglichen 

– Ort der Einlagerung zum Zeitpunkt der Programmentwicklung / 

Programmübersetzung unbekannt! 

– Bindung an alten Ort beim Wiedereinlagern sehr ungünstig! 

⇒ Problem: Speicherreferenzen innerhalb des Programms: 

– Absolute Sprungbefehle 

– Datenzugriffsbefehle 


6

Verlagerung (relocation) 

Beginn Prozesskontrollinformationen 

Einsprungstelle ins Programm 

Programmende 

• Übersetzung der Speicherreferenzen im Programmcode in physikalische 

Speicheradressen durch 

– Prozessorhardware 

– Betriebssystemsoftware 

• Ausnahme: Paging mit virtuellem Speicher (einfacher Fall ohne dynamisch 

gebundene Module) 


Prozesskontrollblock 

Programm 

Daten 

Sprungbefehl 

Referenz 

auf Daten 

Zunehmende 

Adresswerte 

7

Schutz (Protection) 

• Schutz von Prozessen gegen beabsichtigte oder unbeabsichtigte 

Störungen durch andere Prozesse 

⇒ Überprüfung aller Speicherzugriffe 

• Schwierigkeit: Effektive Adresse (berechnet aus Registerinhalten 

und Offsets z.B. d(A n , I x ) ) nicht zur Übersetzungszeit eines 

Programms überprüfbar. 

• Grund: 

– effektive Adressen werden erst zur Ausführungszeit berechnet 

– (dynamische) Verlagerung 

⇒ Dynamische Überprüfung nötig, 

• braucht Hardwareunterstützung, 

• wird zusammen mit Verlagerung gelöst. 


8

Gemeinsame Nutzung (Sharing) 

• Gemeinsame Nutzung = kontrollierter Zugriff mehrerer Prozesse auf 

gemeinsam genutzte Bereiche des Speichers 

• Anwendungsbeispiele: 

– Ausführung des gleichen Programms durch eine Reihe von Prozessen 

⇒ Code nur einmal im Speicher 

– Benutzung gemeinsamer Module (z.B. dynamisch gelinkte Bibliotheken) 

– Kooperation von Prozessen über gemeinsam genutzten Datenspeicher 

(„shared memory“) 


9

Logische Organisation 

• Hauptspeicher ist lineares Feld von Bytes 

(Wörtern) 

• Dagegen: Logischer Aufbau großer 

Programme: 

– Sammlung verschiedener Module 

– Unabhängig übersetzt; Referenzen erst zur 

Laufzeit aufgelöst 

– Verschiedene Module mit verschiedenem 

Schutz (z. B. nur lesen / ausführen) 

– Gemeinsame Nutzung von Modulen durch 

verschiedene Prozesse 

• Z.B. auch dynamisch gebundene 

Bibliotheken 

• Betriebssystem muss mit Modulen 

umgehen können. 

Code Daten 


schreibgeschützt 

Programm A 

Programm B 

10

Physikalische Organisation 

• Hier betrachtet: 

– 2 Ebenen: 

• Hauptspeicher (schnell, teuer, flüchtig) 

• Hintergrundspeicher (langsam, billig, nicht 

flüchtig) 

• Grundproblem: Organisation des 

Informationsflusses zwischen Haupt- und 

Sekundärspeicher 

– Prinzipiell möglich: in Verantwortung des 

Programmierers 

– Aufwändig, erschwert durch 

Mehrprogrammbetrieb (multiprogramming) 

– Deshalb: Verwaltung durch das 



Hauptspeicher 

Sekundärspeicher - Festplatte 

11

8.2 Grundlegende Methoden der 

Speicherverwaltung 

• Partitionierung 

– Für Speicheraufteilung zwischen verschiedenen Prozessen eher 

veraltetes Konzept 

– Betriebssysteminterne Nutzung von Partitionierung 

• Paging 

– Aufteilung des Adressraums in Seiten und virtuelle Adressen 

– Kombiniert mit Seitenaustausch 

• Segmentierung 

– Einfache Segmentierung 

– Kombiniert mit Konzept des virtuellen Speichers 


12

8.2.1 Partitionierung 

• Partitionierung: 

– Aufteilung des Speichers in Bereiche mit festen Grenzen 

– Fester, zusammenhängender Teil des Hauptspeichers für 


– Pro Prozess ein zusammenhängender Teil des Speichers 

• Verschiedene Varianten: 

– Statische Partitionierung 

– Dynamische Partitionierung 

– Buddy-Verfahren 

• Probleme: Speicherverschnitt/Fragmentierung 

– interne Fragmentierung – innerhalb der zugeteilten Speicherbereiche 

– externe Fragmentierung – außerhalb der zugeteilten Speicherbereiche 


13

Statische Partitionierung (1) 

• Einteilung des Speichers in feste Anzahl von Partitionen 

• 2 Varianten: 

Alle Partitionen mit gleicher Länge Partitionen mit unterschiedlicher Länge 


8 Mbyte 

8 Mbyte 

8 Mbyte 

8 Mbyte 

8 Mbyte 

8 Mbyte 

8 Mbyte 



8 Mbyte 

2 Mbyte 

2 Mbyte 

4 Mbyte 

8 Mbyte 

12 Mbyte 

16 Mbyte 

14

Statische Partitionierung (2) 

• Probleme: 

– Programm zu groß für Partition ⇒ Programmerstellung mit Overlays 

nötig (aufwändig und fehleranfällig!) 

– Interne Fragmentierung: Platzverschwendung, wenn Programm 

kleiner als Größe der zugeordneten Partition 

– Fest vorgegebene Anzahl von Prozessen im Speicher 

• Bei Laden von Prozessen in den Speicher: evtl. Auslagern von 

anderen Prozessen 

• Zuweisung von Partitionen an Prozesse: 

– Bei Bereichen mit gleicher Länge: trivial 

– Bei Bereichen mit variabler Länge: Kleinste verfügbare Partition die 

gerade noch ausreicht? 

• Wenn Speicherbedarf nicht feststellbar, dann helfen nur Overlays oder 

virtueller Speicher! 


15

Dynamische Partitionierung (1) 

• Einteilung des Speichers in Partitionen 

– variabler Länge und 

– variabler Anzahl 

• Prozesse erhalten exakt passende Speicherbereiche 

• Ein- und Auslagern führt zu externer Fragmentierung! 

(vgl. auch Kapitel Dateisysteme) 


16


BS, 8 MB BS, 8 MB 

56 MB 

BS, 8 MB 

Prozess1 

20 MB 

Prozess 3 

18 MB 

Prozess1 

20 MB 

36 MB 

BS, 8 MB 

Prozess1 

20 MB 

P. 4, 8 MB 

Prozess 3 

18 MB 

BS, 8 MB 

Prozess1 

20 MB 

Prozess 2 

14 MB 

22 MB 

BS, 8 MB 

20 MB 

P. 4, 8 MB 

Prozess 3 

18 MB 

4 MB 

4 MB 

4 MB 


BS, 8 MB 

Prozess1 

20 MB 

Prozess 2 

14 MB 

Prozess 3 

18 MB 

4 MB 

BS, 8 MB 

Prozess 2 

14 MB 

6 MB 

P. 4, 8 MB 

6 MB 6 MB 6 MB 

Prozess 3 

18 MB 

4 MB 

17


• Defragmentierung erforderlich! 

– Aufwändig 

– Speicherverdichtung nur erfolgreich, wenn dynamische Verlagerung 

möglich (Speicherreferenzen werden nicht ungütig!) 

• Speicherzuteilungsalgorithmen: 

– Best Fit: 

• Suche kleinsten Block, der ausreicht 

– First Fit: 

• Suche beginnend mit Speicheranfang bis ausreichender Block gefunden 

– Next Fit: 

• Suche beginnend mit der Stelle der letzten Blockzuweisung 


18


• Analyse von Speicherzuteilungsalgorithmen: 

– Im Schnitt ist First Fit am besten! 

– Next Fit: 

• Etwas schlechter 

• Typischer Effekt: Schnelle Fragmentierung des größten freien 

Speicherblocks am Ende des Speichers 

– Best Fit: 

• Am schlechtesten 

• Produziert schnell eine Reihe von sehr kleinen Fragmenten, die ohne 

Defragmentierung nie mehr benutzt werden können 

• Zudem: langsames Verfahren 


19

Buddy-System (1) 

• Nachteil statische Partitionierung: 

– Beschränkte Anzahl nicht-ausgelagerter Prozesse 

– Interne Fragmentierung 

• Nachteil dynamische Partitionierung: 

– Defragmentierung nötig wegen externer Fragmentierung 

• Buddy-System (Halbierungsverfahren): 

– Kompromiss zwischen statischer und dynamischer Partitionierung 

– Eigenschaften: 

• Anzahl nicht-ausgelagerter Prozesse dynamisch 

• Interne Fragmentierung beschränkt 

• Keine explizite Defragmentierung 


20


Prinzip: 

– Verwalte Speicherblöcke der Größe 2 K , L ≤ K ≤ U, 

ausgerichtet an nx 2 K -Grenzen 

•2 L = Größe des kleinsten zuteilbaren Blocks 

•2 U = Größe des größten zuteilbaren Blocks (z.B. Gesamtgröße des 

Speichers) 

– Zu Beginn: 

• Es existiert genau ein Block der Größe 2 U . 

• Anforderung eines Blocks der Größe s: 

–Bei 2 U-1 < s ≤ 2 U : Weise gesamten Speicher zu 

– Sonst: Teile auf in 2 Blöcke der Größe 2 U-1 

– Bei 2 U-2 < s ≤ 2 U-1 : Weise einen der beiden Blöcke zu 

– Sonst: Wähle einen der beiden Blöcke aus und teile 

–… 

– Fahre fort bis zu Block der Größe 2 K mit 2 K-1 < s ≤ 2 K 

• Bei resultierendem Block ist der „Verschnitt“ kleiner als die halbe Blockgröße 


21


– Verwalte f.a. L ≤ K ≤ U Listen mit freien Blöcken der Größe 2 K 

– Allgemeiner Fall: 

Anforderung eines Blocks der Größe 2 i-1 < s ≤ 2 i : 

• Vergebe Block aus Liste i, wenn vorhanden 

• Sonst: Wähle Block aus nächst größerer nichtleerer Liste 

• Teile rekursiv auf, bis ein Block der Größe 2i vorhanden 

– Wenn nach Freigabe eines Blocks der Größe 2K der entsprechende 

Partnerblock der Größe 2K ebenfalls frei war: 

• Verschmelze die Blöcke zu einem Block der Größe 2K+1 • Mache rekursiv mit Verschmelzen weiter 


22


• Beispiel: 

– Speicher der Größe 1 GB 

– Folge von Anforderungen und Freigaben: 

• A fordert 100 MB an. 

• B fordert 240 MB an. 

• C fordert 64 MB an. 

• D fordert 256 MB an. 

• Freigabe B 

• Freigabe A 

• E fordert 75 MB an. 

• Freigabe C 

• Freigabe E 

• Freigabe D 


1 GB 

23


1 GB 

… 


24


Nach Anforderung A: 100 MB, d.h. Block der Größe 128 MB: 

1 GB 

A:128MB 

Es folgt Anforderung B: 240 MB, d.h. Block der Größe 256 MB. 


Freie Blöcke: 

1 GB: 0 

512 MB: 1 

256 MB: 1 

128 MB: 1 

64 MB: 0 

25


Nach Anforderung B: 240 MB, d.h. Block der Größe 256 MB. 

1 GB 

A:128MB B:256MB 

Es folgt Anforderung C: 64 MB, d.h. Block der Größe 64 MB. 



1 GB: 0 

512 MB: 1 

256 MB: 0 

128 MB: 1 

64 MB: 0 

26


Nach Anforderung C: 64 MB, d.h. Block der Größe 64 MB. 

1 GB 

A:128MB C:64MB 

B:256MB 

Es folgt Anforderung D: 256 MB, d.h. Block der Größe 256 MB. 



1 GB: 0 

512 MB: 1 

256 MB: 0 

128 MB: 0 

64 MB: 1 

27


Nach Anforderung D: 256 MB, d.h. Block der Größe 256 MB. 

1 GB 

Es folgt Freigabe B. 

A:128MB C:64MB B:256MB 

D:256MB 



1 GB: 0 

512 MB: 0 

256 MB: 1 

128 MB: 0 

64 MB: 1 

28


Nach Freigabe B: 

1 GB 

Es folgt Freigabe A. 

A:128MB C:64MB D:256MB 



1 GB: 0 

512 MB: 0 

256 MB: 2 

128 MB: 0 

64 MB: 1 

29


Nach Freigabe A: 

1 GB 

C:64MB D:256MB 

Es folgt Anforderung E: 75 MB, d.h. Block der Größe 128 MB. 

RW-Systemarchitektur . 

Kap. 8 


1 GB: 0 

512 MB: 0 

256 MB: 2 

128 MB: 1 

64 MB: 1 

30


Nach Anforderung E: 75 MB, d.h. Block der Größe 128 MB: 

1 GB 

E:128MB 

C:64MB D:256MB 

Es folgt Freigabe C. 


. 


1 GB: 0 

512 MB: 0 

256 MB: 2 

128 MB: 0 

64 MB: 1 

31


Bei Freigabe C: 

1 GB 

„Buddies“ 

E:128MB 


D:256MB 


1 GB: 0 

512 MB: 0 

256 MB: 2 

128 MB: 0 

64 MB: 2 

32


Nach Freigabe C: 

1 GB 

E:128MB 

Es folgt Freigabe E. 

RW-Systemarchitektur . 

Kap. 8 

D:256MB 


1 GB: 0 

512 MB: 0 

256 MB: 2 

128 MB: 1 

64 MB: 0 

33


Bei Freigabe E: 

1 GB 

„Buddies“ 


D:256MB 


1 GB: 0 

512 MB: 0 

256 MB: 2 

128 MB: 2 

64 MB: 0 

34


Bei Freigabe E: 

1 GB 

„Buddies“ 


D:256MB 


1 GB: 0 

512 MB: 0 

256 MB: 3 

128 MB: 0 

64 MB: 0 

35


Nach Freigabe E: 

1 GB 

Es folgt Freigabe D. 


. 

D:256MB 


1 GB: 0 

512 MB: 1 

256 MB: 1 

128 MB: 0 

64 MB: 0 

36


Bei Freigabe D: 

1 GB 


„Buddies“ 


1 GB: 0 

512 MB: 1 

256 MB: 2 

128 MB: 0 

64 MB: 0 

37


Bei Freigabe D: 

1 GB 


„Buddies“ 


1 GB: 0 

512 MB: 2 

256 MB: 0 

128 MB: 0 

64 MB: 0 

38


Nach Freigabe D: 

1 GB 

Gesamter Speicher wieder als 1 Block verfügbar. 



1 GB: 1 

512 MB: 0 

256 MB: 0 

128 MB: 0 

64 MB: 0 

39

8.2.2 Verlagerung (1) 

• Nach Aus- und Wiedereinlagern von Prozessen liegen 

Programmcode bzw. Daten an anderer Stelle. 

• Absolute Sprungbefehle und Datenzugriffsbefehle sollen weiterhin 

funktionieren. 

• Unterscheidung: 

– Logische Adresse: Bezug auf eine Speicherstelle unabhängig von der 

aktuellen Zuteilung von Daten im Speicher 

– Relative Adresse: 

• Spezialfall einer logischen Adresse 

• Adresse relativ zu einem bekannten Punkt (meist Programmanfang) 

ausgedrückt 

– Physikalische bzw. absolute Adresse: konkrete Stelle im 

Hauptspeicher 


40

Verlagerung (2) 

• Berechnung von absoluten Adressen aus relativen Adressen durch 

Hardware. 

• Beim Einlagern eines Prozesses: 

• … 

– Adresse des Programmanfangs in Basisregister. 

– Zusätzlich: Zur Realisierung von Speicherschutz enthält Grenzregister 

die höchste erlaubte Speicheradresse – eine Schtzmaßnahme gegen 

„Pufferüberlauf“ (buffer overflow) 


41

Verlagerung (3) 

Basisregister 

Grenzregister 

Addierer 

Vergleicher 

Unterbrechung an 



Absolute Adresse 

Relative Adresse 

Prozesskontrollblock 

Programm 

Daten 

Stapel 

Prozessabbild im 

Hauptspeicher 

42

8.2.3 Seitenadressierung (Paging) 

• Seitenadressierung 

• Seitenaustauschverfahren mit virtuellem Speicher 

• Erfinder: 

– Fritz-Rudolf Güntsch, Dissertation 1957 

– Fotheringham, 1961 in ATLAS Computer, Univ. Manchester 


43

Seitenadressierung (Paging) 

• Wie bisher (im Gegensatz zu virtuellem Speicherkonzept): Prozesse sind 

entweder ganz im Speicher oder komplett ausgelagert. 

• Im Gegensatz zu Partitionierung werden Prozessen nicht 

notwendigerweise zusammenhängende Speicherbereiche zugeordnet. 

• Hauptspeicher aufgeteilt in viele gleichgroße Seitenrahmen. 

• Speicher eines Prozesses aufgeteilt in Seiten derselben Größe. 

• Zuordnung von Seiten zu Seitenrahmen beim Laden von Prozessen 

– Logische Adressen der Form „Seitennummer, Offset“ 

– Pro Prozess eine „Seitentabelle“ 

– Seitentabelle übersetzt Seitennummern in Nummern von Seitenrahmen im 

physikalischen Speicher 

• Interne Fragmentierung nur bei letzter Seite eines Prozesses 


44

Seitenadressierung (2) 

• Beispiel: 

Rahmennummer 

0 

1 

2 

3 

4 

5 

6 

7 

8 

9 

10 

11 

12 

13 

14 

Hauptspeicher 


0 

1 

2 

3 

4 

5 

6 

7 

8 

9 

10 

11 

12 

13 

14 

Hauptspeicher 

A.0 

A.1 

A.2 

A.3 

Prozess A 

geladen 

0 

1 

2 

3 

4 

5 

6 

7 

8 

9 

10 

11 

12 

13 

14 

Hauptspeicher 

A.0 

A.1 

A.2 

A.3 

B.0 

B.1 

B.2 

Prozess B 

geladen 

0 

1 

2 

3 

4 

5 

6 

7 

8 

9 

10 

11 

12 

13 

14 

Hauptspeicher 

A.0 

A.1 

A.2 

A.3 

B.0 

B.1 

B.2 

C.0 

C.1 

C.2 

C.3 

Prozess C 

geladen 

Prozess D 

mit 6 Seiten 

soll jetzt 

geladen 

werden! 

45


• Beispiel: 

Rahmennummer 

0 

1 

2 

3 

4 

5 

6 

7 

8 

9 

10 

11 

12 

13 

14 

Hauptspeicher 

A.0 

A.1 

A.2 

A.3 

C.0 

C.1 

C.2 

C.3 

Prozess B 

ausgelagert 


0 

1 

2 

3 

4 

5 

6 

7 

8 

9 

10 

11 

12 

13 

14 

Hauptspeicher 

A.0 

A.1 

A.2 

A.3 

D.0 

D.1 

D.2 

C.0 

C.1 

C.2 

C.3 

D.3 

D.4 

Prozess D 

geladen 

Datenstrukturen zum aktuellen Zeitpunkt: 

0 

1 

2 

3 

0 

1 

2 

3 

Seitentabelle 

Prozess A 

0 7 

1 8 

2 9 

3 10 

Seitentabelle 

Prozess C 

13 

14 

0 - 

1 - 

2 - 

Seitentabelle 

Prozess B 

0 4 

1 5 

2 6 

3 11 

4 12 

Seitentabelle 

Prozess D 

Liste der freien 

Rahmen 

46


• Berechnung von physikalischen Adressen aus logischen Adressen: 

– Voraussetzung: Länge der Seiten ist eine Zweierpotenz 

– Logische Adresse besteht aus Seitennummer und Offset. 

– Absolute Adresse wird durch Hardware auf Grundlage der 

Seitentabelle des Prozesses berechnet. 

– … 


47


• Bsp.: logische Adresse der Länge 16 Bit 

0 0 0 0 0 1 0 1 1 1 0 1 1 1 1 0 

6-Bit-Seitennummer 10-Bit-Offset 

– Der Prozess kann somit bis zu 26 verschiedene Seiten haben, die über 

die Seitentabelle des Prozesses auf Seitenrahmen im Hauptspeicher 

abgebildet werden. 

– Jede Seite besteht aus 210 = 1024 Bytes. 

– Berechnung der physikalischen Adresse: 

… 


48



0 0 0 0 0 1 0 1 1 1 0 1 1 1 1 0 

0 10010010 

1 10010011 

2 11011001 

3 11111010 

Seitentabelle 

des Prozesses 

Seitenrahmen Nr. 147 

(=) 


… 

… 

… 

… 

Speicherzelle Nr. 478 

(= ) 

innerhalb des 

Seitenrahmens. 

⇒ Reale Adresse: 

10010011|0111011110 

49


• Entfernen eines Prozesses aus dem Speicher: 

– Lagere Prozess auf Hintergrundspeicher aus (z.B. Festplatte). 

– Über Seitentabelle kann man feststellen, welche Seitenrahmen dem 

Prozess gehören. 

– Füge diese Rahmen zur Liste der freien Rahmen hinzu. 

– (Keine zusätzlichen Datenstrukturen des Betriebssystems benötigt.) 


50

Seitenadressierung mit virtuellem Speicher (1) 

• Grundidee: 

– Nur Teile der Daten von Prozessen im Hauptspeicher halten. 

– Programmausführung auf Code und Daten im Speicher. 

– Bei Zugriff auf ausgelagerte Speicherbereiche muss nachgeladen werden. 

• Bezeichnungen: 

– Hauptspeicher = realer Speicher 

– Hauptspeicher + Hintergrundspeicher = virtueller Speicher 

• Vorteile: 

– Mehr aktive Prozesse im Speicher (⇒ Pseudoparallelismus!) 

– Tatsächlicher Speicherplatzbedarf eines Prozesses muss nicht von vornherein 

feststehen. 

– Adressraum eines Prozesses kann größer sein als verfügbarer Hauptspeicher. 

• Nachteil: 

– Bei Zugriff auf Code/Daten, die nicht im Hauptspeicher vorhanden sind, muss 

das Betriebssystem die entsprechenden Seiten nachladen. 

– Dabei müssen evtl. andere Seiten ausgelagert werden, um Platz zu schaffen. 


51

Lokalität 

• Kann das überhaupt effizient funktionieren? 

– Antwort: ja! 

– Grund: Räumliche und zeitliche Lokalität von Programmen, d.h. 

Abarbeitung während kürzerer Zeit bewegt sich häufig in engen 

Adressbereichen. 

• Abarbeitung von Schleifen 

• In zeitlich engem Abstand Zugriff auf gleiche Daten 

• Zugriffe auf benachbarte Daten 


52

Lokalität 

• Bsp.: 


53

Lokalität 

• Seitenaustauschverfahren mit virtuellem Speicher ist nur dann 

effizient, wenn Lokalität gegeben. 

• Falls nicht: 

– Ständiges Aus- und Einlagern von Seiten zwischen Hauptspeicher und 

Festplatte 

– Bezeichnung: Seitenflattern („thrashing“) 


54

Technische Realisierung 

• Technische Realisierung von Seitenaustauschverfahren mit 

virtuellem Speicher: 

– Die Daten des Prozesses befinden sich im Hintergrundspeicher 

(Festplatte), bei nicht komplett ausgelagerten Prozessen 

zusätzlich noch Teile im Speicher 

– Trennung der logischen Adressen in Seitennummer und Offset, 

z.B.: 

0 0 … 0 1 0 1 1 1 0 0 1 1 1 0 


– Im Gegensatz zu nur Seitenadressierung: 

• Logische Adressen überdecken kompletten virtuellen Adressraum, 

z.B. 32-Bit- / 64-Bit-Adressen 

– Pro Prozess eine Seitentabelle zur Übersetzung 

Seitennummer ⇒ Seitenrahmen 


55

Technische Realisierung 

– Logische Adresse: 

– Seitentabelleneintrag: 

0 0 … 0 1 0 1 1 1 0 0 1 1 1 0 


• Present-Bit P: „Seite ist im Hauptspeicher“ 

• Modify-Bit M: „Seite wurde verändert“ 

• Weitere Bits für Schutzrechte und gemeinsame Nutzung 

– Seitentabelle liegt im Hauptspeicher 

– Umsetzung der virtuellen Adressen in reale Adressen mit 

Hardwareunterstützung 

(Memory Managment Unit (MMU) des Prozessors) 


P M Weitere Bits Seitenrahmennummer 

56

Adressumsetzung 

Virtuelle Adresse 

Seitennr. Offset 

Register 

Seitentabellenzeiger 


+ 

Seitennummer 

Seitentabelle 

Reale Adresse 

Rahmennr. Offset 

Rahmennr. 

Programm Paging-Verfahren Hauptspeicher 

Offset 

… … 

Seitenrahmen 

57

Seitentabelle 

Seite 0 

Seite 1 

Seite 2 

Seite 3 

Seite 4 

Seite 5 

Seite 6 

Seite 7 

virtueller 

Adressraum 

Seitennr 

. 

0 


1 

2 

3 

4 

5 

6 

7 

P 

0 

0 

1 

0 

1 

0 

0 

0 

Seitenrahmen 0 




Hauptspeicher 

Rahmennr. 

Seitentabelle des Prozesses im Hauptspeicher 

… 

… 

… 

… 

… 

… 

… 

… 

… 

0 

3 

58

Seitenfehler 

Zugriff auf eine nicht im Hauptspeicher befindliche Seite: 

– Hardware (MMU) stellt anhand des present bits fest, dass angefragte 

Seite nicht im Hauptspeicher ist (⇒ „Seitenfehler“ bzw. „page fault“). 

– Auslösen einer Unterbrechung („Interrupt“) durch die Hardware 

– Behandlung des Interrupts: 

• Laufendes Programm wird unterbrochen, Sichern des aktuellen 

Programmzustandes durch Hardware (Stand des Programmzählers!) 

• Routine zur Interruptbehandlung wird aufgerufen 

– Feststellen des Grundes der Unterbrechung (hier: page fault) 

– Behandlung abhängig vom Grund der Unterbrechung, hier: 

» Betriebssystem lädt die entsprechende Seite von der Festplatte in 

einen freien Seitenrahmen 

» Wenn kein Seitenrahmen frei: Verdrängen eines belegten 

Seitenrahmens 

» Aktualisierung der Seitentabelle 

• Danach: Laufendes Programm wird wieder fortgesetzt 


59

Seitenfehler 

• Welche Informationen benötigt das Betriebssystem zum 

Einlagern von Seiten (d.h. während der Behandlung einer 

Unterbrechung wegen eines page faults)? 

– Abbildung Seitennummer → Festplattenadresse, um die 

gesuchte Seite auf der Festplatte zu finden 

– Liste freier Seitenrahmen 


60

Seitenfehler 

Seite 0 

Seite 1 

Seite 2 

Seite 3 

Seite 4 

Seite 5 

Seite 6 

Seite 7 

virtueller 

Adressraum 

Seitennr 

. 

0 


1 

2 

3 

4 

5 

6 

7 

P 

0 

0 

1 

0 

1 

0 

0 

0 





Hauptspeicher 

Rahmennr. 

Seitentabelle des Prozesses im Hauptspeicher 

… 

… 

… 

… 

… 

… 

… 

… 

… 

0 

3 

Festplatten-Adresse 

A 

D 

B 

X 

Y 

C 

E 

F 

61

Verdrängung 

• Wenn kein freier Seitenrahmen vorhanden: Verdrängen von Seitenrahmen 

auf die Festplatte. 

• Je nach Betriebssystem: 

– Alle Seitenrahmen sind Kandidaten für Verdrängung oder 

– Nur Seitenrahmen des eigenen Prozesses 

• Entscheidung unter diesen Kandidaten gemäß Verdrängungsstrategie 

(Ziel: gute Ausnutzung von Lokalität). 

• Ist das Modify-Bit M gesetzt, dann muss Seite im entsprechenden Rahmen 

auf Festplatte zurückgeschreiben werden. 

• Nach Verdrängen eines Seitenrahmens muss die Seitentabelle des 

zugehörigen Prozesses aktualisiert werden. 

• Da Seitentabellen meist nur dünn besetzt: 

– Suchen des verdrängten Seitenrahmens in Seitentabelle des Prozesses 

ineffizient 

– Abbildung Seitenrahmennummer → (Prozessnummer, Seitennummer) hilfreich 


62

Verdrängung 

Seite 0 

Seite 1 

Seite 2 

Seite 3 

Seite 4 

Seite 5 

Seite 6 

Seite 7 

virtueller 

Adressraum 

Prozess 1 

Seite 

0 

1 

2 

3 

4 

5 

6 

7 

P 

0 

0 

1 

0 

1 

0 

0 

0 





Rahmen 

Hauptspeicher 


… 

… 

… 

… 

… 

… 

… 

… 

… 

Seitentabelle von Prozess 1 

0 

3 

Seite 

0 

1 

2 

3 

4 

5 

6 

7 

P 

0 

0 

1 

0 

0 

0 

0 

0 

… 

… 

… 

… 

… 

… 

… 

… 

… 

Rahmen 

Seitentabelle von Prozess 1 

1 

2 

Seite 0 

Seite 1 

Seite 2 

Seite 3 

Seite 4 

Seite 5 

Seite 6 

Seite 7 

virtueller 

Adressraum 

Prozess 2 

63

Verdrängung 

Seite 0 

Seite 1 

Seite 2 

Seite 3 

Seite 4 

Seite 5 

Seite 6 

Seite 7 

virtueller 

Adressraum 

Prozess 1 

Rahmen 





Hauptspeicher 


0 

1 

2 

3 

Prozess Seite 

1 

2 

2 

1 

Abbildung Seitenrahmennummer ⇒ (Prozessnummer, Seitennummer) 

2 

2 

6 

4 

Seite 0 

Seite 1 

Seite 2 

Seite 3 

Seite 4 

Seite 5 

Seite 6 

Seite 7 

virtueller 

Adressraum 

Prozess 2 

64

Größe von Seitentabellen 

• Problem: Größe der Seitentabelle 

• Bsp.: 

– 32-Bit-Adressraum 

– 20 Bit Seitennummer, 12 Bit Offset 

⇒ 220 Seiten der Größe 212 Byte 

– Seitentabelle mit 220 Zeilen ⇒ 4 MB für Seitentabelle bei 4 Byte pro 

Zeile, d.h. 210 Seiten 

– Für jeden Prozess! 

– Noch schlimmer bei 64-Bit-Adressraum … 

• Abhilfe: 

– Zweistufige Seitentabellen 

– „Invertierte Seitentabellen“ 


65

Zweistufige Seitentabellen 

• „Hierarchische Seitentabelle“ (vgl. Pentium) 

• Idee: Speichere auch Seitentabelle im virtuellen Speicher 

• Im Beispiel: 

– 2 20 Seiten mit jeweils 2 12 Byte, pro Eintrag 4 Byte ⇒ 2 22 Byte für 

Seitentabelle, d.h. 2 10 Seiten für Seitentabelle benötigt 

– Führe „Hauptseite“ (212 Byte) ein, die immer im Speicher liegt. 

– Hauptseite enthält 210 Verweise auf Seiten der 

„Benutzerseitentabelle“, indiziert mit ersten 10 Bit der Adresse 

– Wenn gesuchte Seite der Benutzerseitentabelle nicht im Speicher: 

Lade in einen freien Seitenrahmen 

– Benutze 10 mittlere Bit, um in „Untertabelle“ den gesuchten 

Seitenrahmen zu finden (evtl. Nachladen von Festplatte) 

– Restliche 12 Bit wie üblich als Offset innerhalb des Seitenrahmens 


66



10 Bit 10 Bit 12 Bit 

Register 

Hauptseitentabellenzeiger 

Hauptseitentabelle 

(2 10 Einträge) 


+ 

Reale Adresse 


Programm Paging-Verfahren Hauptspeicher 

+ 

Untertabelle 

(2 10 Einträge) 

… 

Seitenrahmen 

… 

67

Invertierte Seitentabellen 

• Siehe Power PC, IBM AS/400 

• Beobachtung: 

– Sei n die Zahl der Seiten im virtuellen Adressraum, m die Zahl der einem 

Prozess zugeordneten Seitenrahmen. Dann ist üblicherweise n >> m. 

⇒ Seitentabellen sind meist nur sehr dünn besetzt 

– Seitentabelle zur Abbildung 

Seitennummer → Seitenrahmennummer verschwendet Speicherplatz. 

• Allgemeines Problem: 

– Gegeben Schlüssel k1 , …, km ∈ {0, …, n-1} oder allgemein k1 , …, km ∈ U mit 

|U| = n. 

– Gesucht ist eine Methode, die jedem Schlüssel ki einen Wert vi zuordnet. 

– Die Zuordnung soll speicher- und laufzeiteffizient sein. 


68

Invertierte Seitentabellen 

• Methoden aus Gebiet „Algorithmen und Datenstrukturen“ 

• Bei „Invertierten Seitentabellen“ benutzt: Hashing 

– Schlüssel k i sind Seitennummern 

– Wert v i sind Seitenrahmennummern 

– Benutze Tabellen der Länge m (Anzahl der Seitenrahmen) (oder auch etwas größer) 

– Benutze „Hash-Funktion“ 

• h : {0, …, n-1} → {0, …, m-1} zur Abbildung von Seitennummern auf „Plätze in der 

Hashtabelle“ 

• Einfaches Beispiel: h(k i ) = k i mod m 

• Bei Vergabe eines neuen Seitenrahmens v i : 

Speichere an Platz h(k i ) das Paar (k i , v i ) ab. 

• Problem: Hashkollisionen 

– An Stelle h(k i ) kann sich schon ein Eintrag (k j , v j ) befinden mit k i ≠ k j , aber h(k i ) = h(k j ). 

– Zur Überprüfung muss k i bei (k i , v i ) mitgespeichert werden! 

⇒ Lösung z.B. durch „Überläuferketten“ 

• Suche mit Schlüssel k i : Nachschauen an Stelle h(k i ) 

– Wenn Stelle belegt, überprüfe, ob Schlüssel übereinstimmt 

– Sonst: Verfolge Überläuferkette 

• Löschen von Einträgen: analog 


69

Invertierte Seitentabellen – Prinzipieller Aufbau 



k i 

Hashfunktion 


h 

h(k i ) 

Seitennr. Eintrag 

k j 

k i 

Reale Adresse 


Invertierte 

Seitentabelle 

v j 

Rahmennr. 

Zeiger 

Überläuferkette 

70

Translation Lookaside Buffer (TLB) 

• Effizienzproblem: 

– Bei Paging zieht ein Speicherzugriff auf Code / Daten einen 

zusätzlichen Zugriff auf die Seitentabelle im Speicher nach sich 

(sogar zwei bei zweistufiger Seitentabelle). 

– Doppelte (dreifache) Zugriffszeit 

⇒ Hardwaremäßige Beschleunigung durch einen zusätzlichen 

Cache für Adressübersetzung: 

Translation Lookaside Buffer (TLB) = 

„Adressumsetzungspuffer“ 

• Ablauf: 

– Nachsehen, ob Eintrag zu virtueller Adresse in TLB 

– Wenn ja: Lese Seitenrahmennummer aus TB 

– Sonst: Nachsehen in Seitentabelle 

– Evtl. Seite von Festplatte nachladen 


71




TLB- 

Fehlschlag 

Seitenfehler 

TLB 

Seitentabelle 

TLB-Treffer 


Reale Adresse 


Hauptspeicher Sekundärspeicher 

Offset 

… … 

Seitenrahmen 

} 

Seite 

laden 

{ 

… 

… 

} 

72


• Der TLB ist ein Hardware-Cache. 

• Meist realisiert als assoziativer Speicher: 

– Einträge der Form (Seitennummer, Seitentabelleneintrag) 

– Angefragte Seitennummer wird durch Hardware parallel mit allen 

Einträgen in TLB verglichen. 

– Ausgabe: 

• Vorhanden, Seitentabelleneintrag 

• Nicht vorhanden 

– Bei Eintrag: Verdrängungsstrategien notwendig … 

– Teuerste Realisierungsmöglichkeit eines Caches! 


73




5 502 

… 

Seitentabellen- 

Seitennr. einträge 

19 

128 

Adressumsetzungspuffer 


1 

5 

90 

… 

37 

37 502 


Reale Adresse 

74

TLB und Caches 

virtuelle Adresse 

MMU 

physikalische Adresse 

Cache 

Hauptspeicher 


• Zusätzlich noch Caches für 

Programme und Daten: 

– Caches für Programme und Daten 

sind TLB / MMU nachgeschaltet. 

– Verwenden physikalische 

Adressen. 

75

Virtuelle Cache-Adressierung 

virtuelle Adresse 

MMU 

Cache 

physikalische Adresse 

Hauptspeicher 


• Alternative: Cache mit der virtuellen Adresse 

adressieren. 

• Vorteil: 

– Adressumsetzung und 

Cachezugriff parallel 

• Nachteil: 

– Verschiedene Prozesse benutzen gleiche virtuelle 

Adresse für verschiedene reale Adressen. 

⇒ Daten- / Programmcache bei Prozesswechsel ungültig 

– Abhilfe bei Single-Prozessor-Umgebungen: 

• Trage zusätzlich zur virtuellen Adresse auch PID 

(process identifier)-Tag ein 

• Schwierig in Zusammenhang mit Konsistenz von Caches 

bei Multiprozessoren 

⇒ Meist physikalische Cache-Adressierung 

verwendet. 

76

Seitengröße 

• Wahl der Seitengröße sehr wichtig für Systemleistung 

• Kleine Seiten: 

– Wenig „Verschnitt“ (interne Fragmentierung) 

• Große Seiten: 

– Kleinere Seitentabellen, weniger Verwaltungsaufwand 

• „Moderne“ Probleme: 

– Objektorientierte Techniken mit vielen kleinen, verstreuten Programmund 

Datenmodulen ⇒ Schwächung der Lokalität 

– Multithreading-Anwendungen wirken Lokalität entgegen. 

• In Realität: Seitengrößen um 4 Kbyte, teilweise auch variierbar (z.B. 

Pentium bis 4 Mbyte) 


77

8.2.4 Segmentierung 

• Im Gegensatz zu Partitionierung werden Prozessen nicht 

notwendigerweise zusammenhängende Speicherbereiche zugeordnet. 

• Speicher eines Prozesses aufgeteilt in Segmente, deren Größe im 

Gegensatz zu den Seiten beim Paging verschieden sein kann. 

• Keine interne Fragmentierung, aber externe Fragmentierung (wie bei 

dynamischer Partitionierung. 

• Segmentierung ist für Programmierer / Übersetzer sichtbar. 

• Aufteilung in Codesegmente, Datensegmente, … 

• Einfache Segmentierung: Prozesse sind entweder ganz im Speicher oder 

komplett ausgelagert. 


78

Segmentierung 

• Logische Adresse besteht aus Segmentadresse und Offset. 

• Berechnung der realen Adresse durch Addition von 

– Basisadresse des Segments 

– Offset 

• Segmenttabelle enthält pro Segment 

– Basisadresse des Segments (Startadresse im Speicher) 

– Segmentlänge 


79

Segmentierung 

• Bsp.: logische Adresse mit 16 Bit 

4-Bit-Segmentnummer 12-Bit-Offset 

0 0 0 1 0 0 1 0 1 1 1 1 0 0 0 0 

0 

1 

2 

Prozesssegmenttabelle 

001011101110 0000010000000000 

011110011110 0010010000100000 

000110010100 0011010100000000 

Länge Basis 


+ 

0 0 1 1 0 1 1 1 0 0 0 1 0 0 0 0 

16-Bit physikalische Adresse 

80

Segmentierung 

• Segmentierung mit virtuellem Speicher 

– Nicht alle Segmente eines nicht komplett ausgelagerten Prozesses 

müssen im Speicher vorhanden sein. 

– Restliche Segmente auf Festplatte 

– Segmenttabelleneintrag: 

P M Weitere Bits Länge Basis 

• Present-Bit P: „Seite ist im Hauptspeicher“ 

• Modify-Bit M: „Seite wurde verändert“ 

• Weitere Bits für Schutzrechte und gemeinsame Nutzung 

• Schutz und gemeinsame Nutzung auf Segmentbasis einfach zu 

regeln 

• Größe der Segmente unterschiedlich und dynamisch festlegbar 

• Bei Segmentvergrößerung: 

– Allokieren von nachfolgendem Speicher oder 

– Verschiebung in einen größeren freien Bereich oder 

– Auslagerung 


81

8.2.5 Seiten und Segmente 

• Vorteile Paging: 

– Für den Nutzer transparent 

– Feste Seitengrößen ⇒ leistungsfähige Speicherverwaltungsalgorithmen 

• Vorteile Segmentierung: 

– Anpassung an dynamischen Speicherbedarf von Prozessen 

– Gemeinsame Nutzung und Schutz auf Grundlage „natürlicher 

Organisationseinheiten“ 

⇒ Kombination beider Verfahren: 

– Prozesse aufgeteilt in Segmente, pro Prozess eine Segmenttabelle 

– Segmente aufgeteilt in Seiten, pro Segment eine Seitentabelle 

• Aufbau einer Adresse: 

– Für den Programmierer besteht Adresse aus Segmentnummer und 

Offset Segmentierung . 

– Offset Segmentierung wird beim Paging interpretiert als (Seitennummer, 

Offet Paging ). 


82

Segmentnr 

Segmentierung und Paging kombiniert - 



Seitennr. 

Offset 

Register 

Segmenttabellenzeiger 

Segmenttabelle 


+ 

Reale Adresse 


Programm Segmentierung 

Paging Hauptspeicher 

+ 

Seitentabelle 

… 

Seitenrahmen 

… 

83

Betriebssystemaufgaben bei Speicherverwaltung 

• Festlegung verschiedener Strategien: 

– Abrufstrategie (Fetch Policy) - Wann wird eine Seite in den Hauptspeicher 

geladen? 

• „Demand Paging“ 

• „Prepaging“ 

– Speicherzuteilungsstrategie (Placement Policy): 

Wo im Speicher wird ein Prozessteil abgelegt? 

• Nur wichtig bei Segmentierung / Partitionierung, nicht bei Paging 

• Z.B. Best-Fit, Next-Fit, First-Fit 

– Austauschstrategie (Replacement Policy): 

Welche Seite soll ausgelagert werden, wenn alle Seitenrahmen belegt sind? 

• Gesperrte Seiten sind ausgenommen! 

• Vielzahl von Verfahren, z.B. 

– LRU (Least Recently Used) 

– FIFO (First In First Out) 

– Clock-Algorithmus 

• Strategien arbeiten auf der Grundlage von Daten, die durch die Hardware gesammelt 

werden müssen. 


84

Betriebssystemaufgaben bei Speicherverwaltung 

• Festlegung verschiedener Strategien: 

– Strategie zur Verwaltung des „Resident Set“: 

Welchem Prozess wird wie viel Platz im Hauptspeicher zugeteilt? 

• Feste oder variable Zuteilung von Speicher an Prozesse 

• Variable Zuteilung meist auf Grundlage der Seitenfehlerrate (mit 

Hardwareunterstützung gemessen / abgeschätzt) 

• Lokale oder globale Austauschstrategie (nur Seiten des eigenen Prozesses 

ausgelagert oder auch von anderen) 

– Cleaning-Strategie: 

Wann lagert man eine geänderte Seite in den Sekundärspeicher aus? 

• Demand Cleaning 

• Precleaning (Motivation: Schreiben mehrerer Seiten in Gruppen) 

– Strategie zur Lastkontrolle: 

Wieviele Prozesse werden gleichzeitig zugelassen (teilweise im Speicher) 

• Ab welcher Zahl von Prozessen beginnt man mit Suspendieren von Prozessen? 

• Welche Prozesse werden suspendiert? 


85

Zusammenfassung 

• Speicherverwaltungsstrategien sind extrem wichtig die Effizienz des 

Gesamtsystems. 

• Moderne Betriebssysteme arbeiten mit virtuellem Speicher. 

• Lokalität ist die Grundvoraussetzung für das effiziente 

Funktionieren virtueller Speicherkonzepte. 

– In der Praxis meist vorhanden. 

• Paging unterteilt den Speicher in viele gleich große Teile. 

• Segmentierung unterteilt in verschieden große Teile, deren Größe 

variabel ist. 

• Es ist auch möglich, Paging und Segmentierung zu kombinieren. 


86

Kapitel 8 Speicherverwaltung

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