Virtueller Speicher Einführung

Vorwort:
Virtueller Speicher
Die virtuelle Speichertechnik besitzt ein sehr breites Spektrum an verschiedenen
Realisierungen. Es gibt praktisch keine zwei Architekturen, welche genau die gleiche
Implementierung der virtuellen Speichertechnik besitzen. Es würde deshalb den Rahmen
sprengen auf jedes Detail einzugehen. Es sollen deshalb vielmehr die Grundideen und
Prinzipien der virtuellen Speichertechnik vermittelt werden.
• Inhalt
• Einführung
o Motivation
• Allgemeine Prinzipien
o Prinzip der Lokalität
o Speicherhierarchie
• Adreßumsetzung
o Mapping
o Seitentafel (page table)
Mehrstufige Seitentafel
Invertierte Seitentafel
• Seitenverwaltung
o Blockplazierung
o Blockersetzung
o Schreibstrategie
o Seitenfehler
o Seitengröße
o Seitengrößenerweiterung (page size extension)
• Adreßumsetzungspuffer (TLB)
• Speicherschutz
• Zusammenfassung
• Literatur
• Über dieses Dokument ...
Einführung
1962 hatte Kilburn die Idee, die zwei Ebenen Kern- und Trommelspeicher automatisch zu
verwalten und als eine Ebene erscheinen zu lassen. Er demonstrierte seine Idee eines
virtuellen Speichers an einem Atlas-Computer an der University of Manchester [1].

Zuerst wurde die virtuelle Speichertechnik nur in Großrechnern implementiert. Erst seit
Entwicklung des 386-Prozessor (interne MMU ) findet sie auch in der Welt des PCs
Verwendung. Seit über 10 Jahren ist die virtuelle Speichertechnik in jeder Workstation
implementiert. Es gibt aber spezielle Systeme (Embedded Systems) die keinen virtuellen
Speicher benutzen, da sie besonders zeiteffektive Serverfunktionen durchführen.
Die MMU (memory management unit) ist ein Bestandteil von Mikroprozessoren, der
die internen Register und Speicherbereiche wie z.B. virtuellen Speicher und
Prozessor-Caches steuert.
.
Motivation
Der Wunsch von Programmierern ist es, über einen scheinbar unbeschränkt großen Speicher
zu verfügen, um nicht darauf achten zu müssen, daß die Programme zu groß werden.
Deswegen benötigt man eine Speichertechnik, welche mehr Code und Daten im Speicher
unterbringen kann als realer Speicher (Hauptspeicher) vorhanden ist.
Ein weiteres Problem der Speicherverwaltung ist die Fragmentierung des realen Speichers, da
Code und Daten eines Prozesses fortlaufende Adressen haben müssen. Dies kann dazu führen,
daß für einen Prozeß kein Platz mehr frei ist, obwohl noch an anderer Stelle Platz im Speicher
frei ist. Dies wird in Abb. 1.1 dargestellt.
Abbildung 1.1: Ohne virtuellen Speicher hat Prozeß 2 zuwenig Platz, um noch weitere Seiten
zu benutzen. Mit virtuellem Speicher kann er Platz an einer anderen freien Stelle im
Hauptspeicher verwenden.
In den heutigen Multiprocessing-Betriebssystemen laufen mehrere Prozesse gleichzeitig.
Dabei ist ein Schutz von Daten und Code der einzelnen Prozesse nötig, sowie die Möglichkeit
der Kommunikation zwischen den Prozessen und der gemeinsamen Nutzung von Code und

Daten. Dazu muß der physikalische Speicher auch auf mehrere Prozesse aufgeteilt werden
können, um sinnvoll mit Multiprocessing zu arbeiten. Die virtuelle Speichertechnik löst diese
Probleme, indem sie die Ebenen Hauptspeicher und sekundären Speicher automatisch und
geschickt steuert.
Prinzip der Lokalität
Die meisten Programme greifen nicht gleichmäßig auf ihren Code und ihre Daten zu [2]. Die
Untersuchung dieser Feststellung führt zum Prinzip der Lokalität, daß sich in zeitliche und
räumliche Lokalität aufteilt.
• räumliche Lokalität: Nachdem auf eine Adresse zugegriffen wurde, erfolgt
wahrscheinlich ein Zugriff auf eine benachbarte Adresse.
Das linke Beispiel in Abb. 2.1 zeigt die räumliche Lokalität anhand eines
Codestückes. Der lineare Verlauf stellt die normale Programmabarbeitung dar, bei der
der Programmzähler laufend incrementiert wird. Die Wiederholung deutet auf eine
Schleife hin, die vier mal durchlaufen wird. Danach gibt es eine Sprunganweisung und
das Programm wird weiter abgearbeitet.
• zeitliche Lokalität: Nachdem auf eine Adresse zugegriffen wurde, erfolgt
wahrscheinlich bald ein weiterer Zugriff auf dieselbe Adresse.
Das rechte Beispiel von Abb. 2.1 stellt die zeitliche Lokalität dar. Die Quadrate
könnten z.B. Variablen sein. Eine Variable steht immer an der gleichen Adresse, die
Adresse wird aber öfters benutzt um auf den Wert der Variablen zuzugreifen oder um
an der Adresse einen neuen Wert zu speichern.
Abbildung 2.1: Beispiele für räumliche und zeitliche Lokalität.
Das Prinzip der Lokalität ist von großer Bedeutung beim Entwurf einer Speicherhierarchie. Es
führt zum Konzept einer auf unterschiedlichen Geschwindigkeiten und Kapazitäten
basierenden Hierarchie.
Speicherhierarchie

Eine Speicherhierarchie ist eine Organisationsform von Speichern. Die verschiedenen
Speicherarten werden in Ebenen aufgeteilt (z.B. Register, Cache, Hauptspeicher und
Festplatte). Jede Ebene ist schneller, kleiner und teurer (Preis pro Byte) als die Ebene darunter
(vgl. Abb. 2.1). Alle Daten einer Ebene sind auch in der Ebene darunter enthalten. Die
kleinste Informationseinheit in einer Speicherhierarchie nennt man Block. Zwischen den
Ebenen werden immer nur komplette Blöcke verschoben. Einen Erfolg eines Zugriffs in einer
Ebene nennt man Treffer (hit), einen Mißerfolg Fehlzugriff (miss) (Block nicht in der Ebene).
Die Trefferrate (hit rate) ist der prozentuale Anteil der Treffer an den Zugriffen. Der
prozentuale Anteil der Fehlzugriffe nennt man Fehlzugriffsrate. Das Ziel einer
Speicherhierarchie ist es, mit dem großen Speicherbereich einer unteren Ebene zu arbeiten
und dieses mit der Geschwindigkeit einer oberen Ebene.
Abbildung 2.2: Speicherhierarchie
Mapping
Das Prinzip der virtuellen Speichertechnik ist die Trennung des Adreßraumes des
Hauptspeichers vom Adreßraum, den die Prozesse benutzen (virtueller Adreßraum). Dabei
kann jeder Prozeß seinen eigenen virtuellen Adreßraum benutzen. Sowohl der virtuelle
Speicher als auch der reale Speicher werden in Blöcke gleicher Größe aufgeteilt. Beim
virtuellen Speicher nennt man die Blöcke Seiten (pages), beim Hauptspeicher Rahmen
(frames). Die Seiten des virtuellen Speichers werden auf die Rahmen im Hauptspeicher
abgebildet (mapping). Dabei ist es egal, auf welchen Rahmen, man kann irgendeinen freien
Rahmen wählen (vgl. Abb. 3.1).

Abbildung 3.1: Abbildung (Mapping) der virtuellen Adreßräume in den Hauptspeicher.
Deshalb kann der Hauptspeicher besser ausgenutzt werden, die Prozesse müssen nicht am
Stück im Hauptspeicher liegen und das Problem der Fragmentierung des Hauptspeichers ist
somit beseitigt. Es kann auch Seiten geben, die auf keinen Rahmen abgebildet werden. Diese
Seiten liegen dann nur auf einem externen Speicher (Festplatte). Dies wird ausgenutzt um
einen wesentlich größeren Speicherbereich verwenden zu können als Hauptspeicher
vorhanden ist. Wurde früher ein Programm zu groß für den Hauptspeicher war es das Problem
des Programmierers, es irgendwie passend zu machen. Der virtuelle Adreßraum ist nicht nur
größer als der physikalische Adreßraum, sondern kann auch Lücken besitzen (vgl. Abb.3.2).
Die virtuelle Speichertechnik reduziert auch meistens die Startzeit eines Prozesses, da nicht
der gesamte Code in den Hauptspeicher geladen werden muß, bevor der Prozeß starten kann.
Abbildung 3.2: Virtueller Speicher > Hauptspeicher
Über die Abbildungsvorschrift läßt sich die Position einer Seite im Hauptspeicher finden. Was
aber wenn man auf eine bestimmte Adresse innerhalb einer Seite zugreifen will? Dazu wird
eine virtuelle Adresse in zwei Hälften unterteilt, der werthöheren Hälfte, der Seitennummer
und der wertniederen Hälfte, dem Offset. Die physikalische Adresse besteht entsprechend aus
Rahmennummer und Offset (vgl. Abb. 3.3). Dabei ist die Seitennummer die Adresse einer
einzelnen Seite im virtuellen Speicher. Der Offset ist die Adresse innerhalb einer Seite. Die
Länge des Offsets ist abhängig von der Seitengröße, sie ist genau log2(Seitengröße). Die
Länge der virtuellen Adresse ist architekturabhängig. Sie beträgt z.Z. meistens 32 Bit. Bei der
Länge der physikalischen Adresse kommt es auf den Speicherausbau an. Da der
Hauptspeicher die gleiche Blockgröße wie der virtuelle Speicher hat, kann bei der
Adreßumsetzung der Offset der virtuellen Adresse einfach an die Rahmennummer angehängt
werden. Es muß also nur die Seitennummer in die entsprechende Rahmennummer übersetzt
werden. Die Abbildungsvorschrift wird in Form einer Seitentafel implementiert.

Abbildung 3.3: Umwandlung von virtueller in physikalische Adresse. Die Seiten- bzw.
Rahmengröße beträgt 2 12 = 4 KB. Die Anzahl der Rahmen beträgt 2 18 (= 1GB Speicherplatz)
und die Anzahl der Seiten beträgt 2 20 (= 4 GB Speicherplatz).
Seitentafel (page table)
Eine Seitentafel oder Seitentabelle ist eine Datenstruktur, die durch die Seitennummern
indexiert wird, d.h. jede Seite muß einen Eintrag in der Seitentafel haben. Die Anfangsadresse
der Seitentafel steht in einem Register, dem Seitentafelregister. Jeder Eintrag der Seitentafel
enthält die Rahmennummer der zugehörigen Seitennummer, falls diese im realen Speicher ist,
und eine Verwaltungseinheit mit verschiedenen Steuerbits. Jeder einzelne Eintrag hat eine
Länge von 32 Bit. Durch ein Präsenzbit (Valid-Bit) wird angezeigt, ob sich eine Seite im
Hautspeicher befindet (Valid-Bit gesetzt) oder nicht (Valid-Bit nicht gesetzt). Die Größe der
Seitentafel ist von der Anzahl der Seiten im virtuellen Adreßraum abhängig, z.B. eine
Seitentafel mit einem 32-Bit Adreßraum, 4 KB großen Seiten und 4 Byte pro Eintrag, hat eine
Größe von 4 MB (2 20 x4 Byte). Hat man nun eine virtuelle Adresse, so nimmt man die
Seitennummer und greift auf den entsprechenden Eintrag in der Seitentafel zu (z.B.
Seitenummer 3210 würde ein Zugriff auf den 3210. Eintrag in der Seitentafel bedeuten). Falls
sich die Seite im Hauptspeicher befindet, steht in diesem Eintrag die dazugehörige
Rahmennummer. An diese wird dann der Offset der virtuellen Adresse angehängt, dann kann
mit der entstandenen physikalischen Adresse auf den Hauptspeicher zugegriffen werden. Der
ganze Vorgang ist in Abb. 3.4 graphisch dargestellt.

Abbildung 3.4: Adreßumsetzung mit Seitentafel
Mehrstufige Seitentafel
Es wäre verschwenderisch, so große Seitentafeln die ganze Zeit im Hauptspeicher zu halten.
Deswegen wird meistens eine mehrstufige Seitentafel verwendet, wobei die Seitennummer in
mehrere Teile zerlegt wird. Alle Teile, bis auf den untersten Teil, werden für den Zugriff auf
Seitentafeln verwendet, welche keine Rahmennummer im Eintrag haben, sondern einen
Pointer auf eine andere Seitentafel. Mit dem höchsten Teil der Seitennummer wird ein
Seitentafeleintrag indexiert, dessen Pointer auf eine weitere Seitentafel zeigt. Mit dem
nächsten Teil der Seitennummer wird dann diese Seitentafel indexiert, wodurch man wieder
einen Eintrag mit einem Pointer auf eine andere Seitentafel erhält. Dies wird solange
fortgesetzt, bis man am untersten Teil der Seitennummer angekommen ist. Dieser indexiert
dann einen Seitentafeleintrag mit einer Rahmennummer anstatt einem Pointer. An diese
Rahmennummer muß jetzt nur noch der Offset angehängt werden, um die physikalische
Adresse zu erhalten.
In Abb. 3.5 wird eine 20-Bit Seitennummer in 2x10 Bit aufgeteilt. Mit den oberen 10 Bit wird
auf die Seitentafel, auf die das Seitentafelregister zeigt, zugegriffen. Ist im entsprechenden
Eintrag der Seitentafel ein Nullpointer, so befindet sich der Adreßbereich nicht in Benutzung.
Ansonsten gibt es in dem Eintrag einen Pointer auf eine normale Seitentafel, auf welche mit
den unteren 10 Bit zugegriffen wird. Der indexierte Eintrag enthält dann, falls das Valid-Bit
gesetzt ist, die Rahmennummer, ansonsten gibt es einen Seitenfehler. Die mehrstufige
Seitentafel hat den Vorteil, daß alle Seitentafeln selber wieder in 4 KB große Seiten passen (4
Byte x 2 10 Einträge, bei 4 Byte großen Einträgen) und damit auf externen Speicher
ausgelagert werden können. Die Seitentafel mit den Pointern bleibt natürlich im
Hauptspeicher.

Abbildung 3.5: Mehrstufige Seitentafel
Invertierte Seitentafel
Eine andere Möglichkeit, die Größe der Seitentafel zu reduzieren, ist die Benutzung einer
invertierten Seitentafel (inverted page table). Die Idee dabei ist es, einen Eintrag pro Rahmen
anstatt einen pro Seite in der Seitentafel zu verwenden. Dazu benötigt man eine Hash-
Funktion, die die virtuellen Adressen auf die Rahmen aufteilt. Die Größe der Seitentafel ist
jetzt nur noch von der Zahl der Rahmen im Hauptspeicher abhängig, welche normal
wesentlich kleiner ist als die Anzahl der virtuellen Seiten, so daß man meist die ganze
Seitentafel im Hauptspeicher halten kann. Ein Beispiel einer Architektur, die eine invertierte
Seitentafel verwendet, ist der PowerPC (IBM/Motorola).
Blockplazierung
Die virtuelle Speichertechnik hat sehr hohe Zugriffszeiten bei Seitenfehlern, da die Seite nicht
im Hauptspeicher ist und ein Zugriff auf Festplatte erfolgen muß (vgl. Tabelle 4.1). Deshalb
versucht das Betriebssystem die Blöcke möglichst geschickt zu plazieren, um weniger
Seitenfehler zu verursachen. Dazu nimmt man auch kompliziertere Plazierungsalgorithmen in
Kauf. Man entscheidet sich deswegen für vollassoziative Blockplazierung, bei der die Blöcke
irgendwo im Hauptspeicher plaziert werden können.

Blockersetzung
Wenn alle Rahmen des Hauptspeichers belegt sind und eine neue Seite eingeräumt werden
soll, muß irgendeine Seite auf den externen Speicher ausgeräumt werden. Um zu bestimmen,
welcher Block ersetzt wird, gibt es folgende Ersetzungsalgorithmen:
• Beim FIFO-Algorithmus (first in first out) wird der zuerst eingespeicherte Block
ersetzt. Es gibt viele Beispiele, bei denen die Anwendung des FIFO-Algorithmuses
schlecht ist, z.B. bei großen Schleifen kann es passieren, daß der Algorithmus die
Adressen des Beginns der Schleife am Schluß der Schleife wieder austauscht.
Deswegen wird er nur selten implementiert.
• Beim LIFO-Algorithmus (last in first out) wird der zuletzt eingespeicherte Block
ersetzt. Der Algorithmus wiederspricht dem Prinzip der Lokalität und wird nicht
benutzt.
• Beim LRU-Algorithmus (least recently used) wird der am längsten ungenutzte Block
ersetzt. Der LRU-Algorithmus liefert sehr gute Ergebnisse, braucht aber eine
umfangreiche Verwaltung, falls er explizit den am längsten unbenutzten Block
bestimmen soll.
• Beim LFU-Algorithmus (least frequently used) wird der am wenigsten benutze Block
ersetzt. Der LFU-Algorithmus ist sehr ähnlich wie der LRU-Algorithmus. Auch er
liefert sehr gute Ergebnisse, braucht aber auch eine umfangreiche Verwaltung, falls er
explizit den am wenigsten benutzten Block bestimmen soll. Deswegen wird meist ein
vereinfachter Algorithmus verwendet, der nur wenige Zustände zwischen oft und
wenig benutzten Seiten hat.
• Beim Random-Algorithmus wird ein zufällig gewählter Block ersetzt. Es kann dabei
im schlechtesten Fall auch gerade der Block ersetzt werden, den man gerade
verwendet hat. Im Mittel liefert er doch ein gutes Ergebnis und ist recht einfach zu
implementieren.
Besonders effektiv arbeitet das Betriebssystem, wenn mehrere Blöcke auf einmal ersetzt
werden, da der E/A Aufwand bei größeren Schreib- bzw. Lesevorgängen im Verhältnis zu
mehreren kleinen günstiger ist.
Fast immer benutzen die Betriebssysteme eine Approximation des LRU-Algorithmus. Man
benutzt Use-Bits in der Verwaltungseinheit der Seitentafel, welche beim Seitenzugriff gesetzt
und periodisch wieder gelöscht werden. Es kann dann zu einer bestimmten Zeit gesagt
werden, ob auf eine Seite innerhalb einer Periode zugegriffen wurde. Aus allen Seiten mit
ungesetztem Use-Bit wird dann eine ausgewählt, die ersetzt wird. Am günstigsten ist immer
eine Seite mit ungesetztem Dirty-Bit zu ersetzen, weil diese nicht zurückgeschrieben werden
muß. Da bei diesem vereinfachten Algorithmus die am seltesten genutzen Seiten den am
längsten nicht genutzten Seiten entsprechen, ist diese Methode gleichzeitig eine Art
vereinfachter LFU-Algorithmus.
Schreibstrategie
• falls alle Seiten auch im externen Speicher sind
Das Schreiben auf externen Speicher benötigt hunderttausende Taktzyklen, deswegen
wäre es viel zu langsam, alle Änderungen direkt auf Platte zu schreiben. Die

Schreibstrategie ist also write-back, d.h. die Seiten werden erst bei Ersetzung auf den
externen Speicher zurückgeschrieben. Um nur die Blöcke zurückzuschreiben, die
verändert wurden, wird ein Dirty-Bit in der Verwaltungseinheit der Seitentafel
benutzt. Ist es nicht gesetzt, wurde die Seite nicht geändert und die Seite muß nicht
einmal zurückgeschrieben werden, wenn sie ersetzt wird. Ist das Dirty-Bit gesetzt,
wurde die Seite verändert und ist bei der Ersetzung zurückzuschreiben.
• falls nur Seiten die nicht im Hauptspeicher sind im externen Speicher sind
Hierbei werden die Seiten einfach getauscht. Wenn eine Seite in den Hauptspeicher
eingeräumt werden soll, wird einfach eine nach einem Ersetzungsalgorithmus
ausgewählte Seite vom Hauptspeicher in den externen Speicher ausgeräumt und dann
die gewünschte Seite in den Hauptspeicher eingeräumt. Diese befindet sich danach
aber nicht mehr auf externem Speicher. Die Methode ist ein wenig langsamer, aber sie
hat einen größeren virtuellen Speicherbereich; z.B. bei 64 MB Hauptspeicher und 128
MB externen Speicher hat sie 196 MB virtuellen Speicher anstatt 128 MB bei der
oberen Methode. Außerdem kann die Methode nahezu gleich schnell gemacht werden,
indem darauf geachtet wird, daß man, sobald die Anzahl freier Seiten unter eine
bestimmte untere Schranke sinkt, wieder freie Seiten schafft, bis eine bestimmte obere
Schranke an freien Seiten erreicht wird.
Seitenfehler
Wird auf einen Eintrag in der Seitentafel zugegriffen, dessen Valid-Bit auf null ist, wird eine
Ausnahme geworfen. Der Seitenüberwacher, ein Teil des Betriebssystems, der für das
Seitenmanagement verantwortlich ist, muß die Seite nun in den Hauptspeicher holen. Die
Auswahl der zu ersetzenden Seite erfolgt mit Hilfe eines Ersetzungsalgorithmuses. Hat sie ein
gesetztes Dirty-Bit muß sie zuerst noch auf externen Speicher geschrieben werden. Die Seite,
die eingeräumt werden soll, wird dann über eine externe Seitentafel gefunden. In ihr steht für
jede Seite die Adresse, auf der sie sich auf dem externen Speicher befindet (vgl. Abb. 4.1).
Nach dem Einräumen der Seite in den Hauptspeicher wird das dazugehörige Valid-Bit im
entsprechenden Seitentafeleintrag gesetzt. Da der Speichertransfer sehr viel Zeit benötigt,
muß die CPU in der Lage sein, während der Blockersetzung einen anderen Prozeß zu
bearbeiten, falls einer vorhanden und von dem Seitenfehler nicht ebenfalls betroffen ist. Ist
der Speichertransfer beendet, kann dann der vorherige Prozeß wiederhergestellt und weiter
abgearbeitet werden. In der Praxis kommt ein Seitenfehler nur mit einer Wahrscheinlichkeit
von 0.0001% vor, so daß man gut mit virtuellem Speicher arbeiten kann.

Abbildung 4.1: Seitenfehler
Seitengröße
Ein wichtiger Architekturparameter für virtuellen Speicher ist die Seitengröße. Einige Punkte
sprechen für große, einige für kleine Seiten. Hier sind die Hauptpunkte:
• Je größer die Seiten, desto kleiner die Seitentafel. Dadurch kann Speicher gespart
werden.
• Die Übertragung von großen Seiten ist effektiver, da der Aufwand für das Ein- und
Ausräumen von Seiten sehr groß ist. Es ist besser einmal 4 KB zu übertragen als 4x1
KB.
• Für kleine Seiten spricht, daß diese nicht soviel Speicher verschwenden. Wenn ein
Prozeß z.B. 5 KB benötigt, braucht er zwei Seiten (bei einer Seitengröße von 4 KB).
Er hat also insgesamt 8 KB Speicherplatz verbraucht, obwohl die letzte Seite noch 3
KB frei hat. Diese können aber nicht anderweitig verwendet werden, was als interne
Fragmentierung bezeichnet wird.
• Zu große Seiten können unter Umständen E/A-Bandbreite verschwenden.
Am häufigsten werden 4 KB große Seiten verwendet, da diese einen guten Kompromiß aus
den verschiedenen Punkten bilden und die Adreßumsetzung dabei erfahrungsgemäß gut
funktioniert.
Seitengrößenerweiterung (page size
extension)
Die meisten Architekturen, die virtuellen Speicher implementieren, erlauben es, außer der
Standard-Seitengröße, besonders große Seiten zu verwenden (z.B. die Pentiumarchitektur).
Dies geschieht mit der Hilfe eines PSE-Bit (Page Size Extension-Bit) in der
Verwaltungseinheit der Seitentafel. Ist es nicht gesetzt, werden die Standardseiten verwendet,
falls es gesetzt ist, wird eine große Seite benutzt. Das findet vor allem Anwendung bei der
Abbildung von Hardware Ein-/Ausgabebereichen in den Speicher (Memory Mapped I/O),

weil dabei oft ein sehr großer, kontinuierlicher Speicherbereich benötigt wird, z.B. bei
Grafikkarten. Anwendung findet die Technik z.B. in der Pentiumarchitektur [3], die es erlaubt
4 MB große Seiten, anstatt 4 KB große Seiten zu verwenden, falls das PSE-Bit gesetzt ist. Der
Vorteil der Seitengrößenerweiterung ist, daß man weniger Verwaltungsaufwand hat. Es kann
z.B. eine 4 MB große Seite, die nur einen Eintrag in der Seitetafel benötigt, benutzt werden,
anstatt 1024 Einträge, die man bei einer Seitengröße von 4 KB benötigen würde.
Adreßumsetzungspuffer (TLB)
Die Adreßumsetzung mit Hilfe der Seitentafel ist mit zusätzlichen Hauptspeicherzugriffen
verbunden. Man benötigt erst zwei Hauptspeicherzugriffe für die Adreßumsetzung (bei
zweistufiger Seitentafel) und erst dann erfolgt der eigentliche Hauptspeicherzugriff, falls die
Seite den Zustand valid hat. Um überhaupt sinnvoll mit virtuellem Speicher arbeiten zu
können, muß daher die Adreßumsetzung beschleunigt werden. Man greift dabei wieder auf
das Prinzip der Lokalität zu. Es ist wahrscheinlich, daß die Adresse, die gerade übersetzt
wurde, nochmal benutzt wird oder auf eine benachbarte zugegriffen wird. Deshalb wird ein
zusätzlicher Schnellspeicher verwendet, der die letzten Umsetzungen von Seitennummern in
Rahmennummern enthält. Dieser Schnellspeicher wird in der Fachsprache TLB (translationlookaside
buffer) genannt. Er besteht meist aus 64-Bit Einträgen, die
Verwaltungsinfomationen, ein Tag und eine Rahmennummer beinhalten. Das Tag beinhaltet
die Seitennummer zur Rahmennummer im zugehörigen Eintrag. Es wird benötigt, weil nicht
jede Seitennummer im TLB Platz findet und somit nicht direkt über die Seitennummer
indexiert werden kann, wie bei der Seitentafel.
Abbildung 5.1: Funktionsweise eines TLB
Bei jeder Adreßumsetzung wird nun die zu übersetzende Seitennummer mit den einzelnen
Tags verglichen. Stimmen sie überein und ist das Valid-Bit des Eintrags gesetzt, so hat man
einen TLB-Treffer und kann die Rahmennummer direkt aus dem Eintrag im TLB lesen, ohne
einen Zugriff auf die Seitentafel. Nun muß nur noch der Offset von der virtuellen Adresse
angehängt werden und dann kann der Hauptspeicherzugriff erfolgen. Ist die Seite aber nicht

im TLB oder das Valid-Bit des betreffenden Eintrags auf Null gesetzt, dann muß die
Umsetzung der Adresse über die Seitentafel erfolgen. Die Umsetzung wird danach in den
TLB eingeräumt, so daß beim nächsten Zugriff auf die Seite die Umsetzung schon im TLB
ist, falls sie nicht schon wieder ersetzt worden ist. Der gesamte Vorgang ist in Abb. 5.1
nochmals graphisch dargestellt. Für die Ersetzung im TLB werden meist eine Approximation
des LRU- oder der Random-Algorithmus verwendet. Die Blockplazierung erfolgt
vollassoziativ oder set-assoziativ. Set-assoziativ bedeutet, daß eine Seitennummer nur in
einen bestimmten Bereich (set) des TLB abgebildet werden kann. Nach dem
Konsistenzkriterium kann es einen TLB-Treffer nur geben, falls es auch einen Treffer in der
Seitentafel geben würde (vgl. Tabelle 5.1). Ein TLB kann zwischen 32 und 4096 Einträge
besitzen. Die Zugriffszeit bei einem Treffer beträgt 1 Taktzyklus, bei einem Fehler beträgt sie
10 bis 30 Taktzyklen. Die Fehlerrate liegt zwischen 0.01% und 1%.
Speicherschutz
Weil zur selben Zeit mehrere Prozesse ablaufen und es verschiedene Benutzer gibt, muß ein
Weg zum sicheren Schutz und Teilen von Code und Daten zwischen den einzelnen Prozessen
gefunden werden. Dabei muß das Betriebssystem in der Lage sein, jederzeit von einem
Prozeß in einen anderen umschalten zu können und die verschiedenen Prozesse gleichzeitig
im Hauptspeicher zu halten. Es gibt verschiedene Methoden den Speicher zwischen den
Prozessen aufzuteilen. Eine ist es, den Hauptspeicher in verschiedene Regionen für die
Benutzerprozesse aufzuteilen. Die Regionen können verschiedene Größen haben. Dabei muß
der Überwacher darauf achten, daß die Ressourcen unter Berücksichtigung einer
ökonomischen Rechnerauslastung auf die Prozesse verteilt werden. Der Überwacher belegt
einen festen, gegen Schreibzugriffe von Nutzerprozessen geschützten Speicherbereich, der in
den realen Speicher abgebildet wird (vgl. Abb.6.1). Die Seiten der Regionen werden auf die
restlichen Rahmen abgebildet bzw. auf den externen Speicher, falls nicht genügend Platz im
Hauptspeicher ist.

Abbildung 6.1: Abbildung eines geschützten virtuellen Speichers in den realen Speicher.
Eine andere Möglichkeit ist es, jedem Prozeß den gesamten virtuellen Adreßraum zur
Verfügung zu stellen. Ein Teil des virtuellen Adreßraumes von jedem Nutzerprozeß wird vom
Überwacher belegt, es existiert aber nur eine Kopie davon im Hauptspeicher (vgl. Abb.6.2).
Durch die Prozeß-ID sind die Adressen eindeutig bestimmt. Das ist vor allem für den TLB
wichtig denn es wäre ineffektiv den TLB bei jeder Prozeßumschaltung ganz zu löschen, man
könnte seine volle Kapazität gar nicht ausnutzen. Deswegen kann man einfach die Prozeß-ID
im TLB-Eintrag verwenden, um damit die Einträge, die zu anderen Prozessen gehören, zu
schützen, indem man die Prozeß-ID des aktiven Prozesses mit dem ID-Eintrag vergleicht.
Abbildung 6.2: Seitenschutz, bei dem jeder Prozeß den vollen Adreßraum zur Verfügung
stehen hat.
Die Aufteilung des Hauptspeichers mit diesen beiden Methoden macht einen
Schutzmechanismus nötig, um einen Prozeß zu hindern, einen anderen zu manipulieren oder
seine Daten zu lesen. Andererseits sollen die Prozesse auch miteinander kommunizieren und
auf Daten und Code gemeinsam zugreifen können. Am einfachsten läßt sich der Schutz mit
Steuerbits in der Seitentafel realisieren. Man benutzt dafür z.B. ein Schreibschutz-Bit, um
versehentliches Überschreiben von Code zu verhindern. Je nach Betriebssystem werden auch
verschiedene Zugriffschutzbits für die verschiedenen Benutzerebenen verwendet und ein
User-/Kernel-Bit, um zwischen Zugriffe von Benutzern oder vom Betriebssystem zu
unterscheiden. Die Seitentafel darf nur im Kernel-Modus verändert werden, weil sonst der
Speicherschutz nicht mehr funktionieren würde. Bei der gemeinsamen Nutzung von Code und
Daten wird ein entsprechender Seitentafeleintrag in jedem Adreßraum eines Prozesses der auf

den Code und die Daten zugreifen können soll, eingerichtet, der auf den selben Rahmen im
physikalischen Speicher zeigt. Speicherschutz erfordert auch einige Anforderungen an die
Hardware, wie zwei verschiedene Modi, um zu entscheiden, ob der laufende Prozeß ein
Betriebssystem- oder ein Nutzerprozeß ist und ein Mechanismus zum Umschalten vom
Nutzermodus in den Supervisormodus und zurück.
Zusammenfassung
Die virtuelle Speichertechnik wird vom Betriebssystem gesteuert und beruht auf dem Prinzip
der Lokalität. Sie steuert automatisch die Ebenen Hauptspeicher und sekundärer Speicher, und
läßt diese als eine Ebene erscheinen. Ihre Implementierung stellt Anforderungen sowohl an
Hardware (z.B. MMU) als auch an Software (z.B. Seitenüberwacher). Die Implementierung
ist zwar sehr komplex, aber es gibt bis heute noch keine Alternative für die Bewältigung des
Problems der Fragmentierung des Hauptspeichers, des Speicherschutzes und dem des
beschränkten Hauptspeichers. Der Speicherschutz wird durch die Verwendung von User-
/Kernel-Bits, Schreibschutz-Bit und diversen Zugriffs-Bits in der Verwaltungseinheit der
Seitentafel realisiert. Sie erlaubt effiziente und sichere Teilung des Speichers für verschiedene
Prozesse. Die Fragmentierung wird mit einer flexiblen Abbildung durch eine Seitentafel
beseitigt. Einen größeren Adreßraum bekommt man dadurch, daß man die Ebene sekundärer
Speicher mit einbezieht und automatisch verwaltet. Typische Werte für virtuellen Speicher
sind in Tabelle 7.1 zu sehen.
Selbst wenn RAM immer günstiger und größer wird und man eigentlich genügend Speicher
auch für mehrere große Prozesse hat, ist die Implementierung des virtuellen Speichers immer
noch sinnvoll. Sie stellt ja nicht nur einen größeren Speicherbereich zur Verfügung, sondern
bietet auch sonst noch einige Vorteile, wie Speicherschutz und flexiblere
Hauptspeichernutzung. Deswegen ist eine Ablösung der virtuellen Speichertechnik durch eine
andere Technik auch noch nicht absehbar.
Es gibt heute schon Betriebssysteme, die einen 64-Bit Adreßraum verwenden, wie das
Betriebssytem Open VMS Alpha von DEC. Es benutzt 8 KB große Seiten und eine dreistufige
Seitentafel, was einen virtuellen Adreßraum von 8 TB (1024 x 1024 x 1024 x 8KB) ergibt.
Für die gesamte Abbildung in den Speicher werden dann, bei 8 Byte langen
Seitentafelneinträgen, alleine insgesamt 8 GB (1024 x 1024 x 1024 x 8 Byte) für die
Seitentafeln eines Prozesses benötigt. Das Betriebssystem ist vor allem für große

Datenbanksysteme geeignet. Einige Terabytes an virtuellen Speicher und mehrere Gigabytes
an Hauptspeicher erlauben es, Datenbanken vollständig in den virtuellen Speicher zu laden,
was viel Zeit bei Datenbankabfragen spart.
Literatur
1
2
3
DAVID A. PATTERSON AND JOHN L. HENNESSY:
Computer Organization & Design.
2nd ed., Morgan-Kaufmann, 1997
PAUL HERRMANN:
Rechnerarchitektur.
Vieweg, 1998
DON ANDERSON AND TOM SHANLEY:
Pentium Processor System Architecture.
2nd ed., Addison-Wesley, 1995