Kapitel 3: Speicherverwaltung 3.1 Einführung

1. Einführung 

2. Swapping 

Kapitel 3: Speicherverwaltung 

3. Virtueller Speicher 

4. Paging-Algorithmen 

5. Implementierung des Pagings 

6. Segmente 

W. Lux, FH Düsseldorf Kap 3: Speicherverwaltung 1 

3.1 Einführung 

• Programmierer wollen Speicher: 

– extrem groß 

– extrem schnell 

– permanent, d.h. Daten gehen nicht verloren 

• Zielannäherung durch Speicherhierarchie: 

– Caches: klein, schnell, teuer, nicht-permanent 

– Hauptspeicher (RAM): mittlere Größe und Geschwindigkeit, 

nicht-permanent 

– Plattenspeicher: groß, langsam, permanent 

• Speicherverwaltung verwaltet die Speicherhierarchie: 

– teilt Prozessen Speicher zu und gibt den Speicher frei 

– überträgt die Daten innerhalb der Hierarchie 


1

Speicherverwaltungsstrategien 

Wie kann der Speicher verwaltet werden? 

1. Statische Speicherverwaltung: Prozess wird einmal in den 

Speicher geladen und dort vollständig ausgeführt 

– Monoprogrammierung: 1 Programm im Speicher 

– Multiprogrammierung: 

• Speicher wird in feste Abschnitte unterteilt 

• In jede Partition wird ein Prozess geladen 

2. Dynamische Speicherverwaltung: Der Speicher wird 

dynamisch in Abschnitte unterteilt 

– Swapping: Abschnitt enthält den vollständigen Prozess 

– Virtueller Speicher: Abschnitt enthält einen Teil eines 

Prozesses 


3.1.1 Monoprogrammierung 

Mainframes und Minicomputer Handhelds und embedded Systeme DOS-Systeme 

Im Speicher: das Betriebssystem und 1 Benutzerprozess 


2

Alternativen bei Monoprogrammierung 

• Alternative a) 

– BS im unteren RAM-Speicherbereich 

– Benutzerprozess im oberen Bereich 

– Früher bei Mainframes und Minicomputer verwendet 

• Alternative b) 

– BS im oberen Speicherbereich (ROM-Speicher) 

– Benutzerprozess im unteren Bereich 

– Handhelds und embedded Systeme 

• Alternative c) 

– Gerätetreiber im ROM (oberer Bereich) 

– restliches BS im RAM (unterer Bereich) 

– dazwischen der Benutzerprozess 

– ersten DOS-Systeme 


Programmausführung 

bei Monoprogrammierung 

1. Benutzer gibt Kommando ein 

2. BS lädt das Programm von der Platte in den 

Hauptspeicher (das alte Programm wird 

überschrieben) 

3. Nach der Terminierung des Programms fordert 

das BS das nächste Kommando an 


3

4.1.2 Multiprogrammierung 

mit festen Partitionen 


Multiprogrammierung mit festen Partitionen 

• Mehrere Prozesse sind gleichzeitig im Speicher 

• Jeweils ein Prozess in einer Partition 

• Prozess blockiert an einer I/O-Operation: ein anderer 

Prozess erhält den Prozessor 

• Alternative a) 

– Prozesse werden anhand ihres Speicherbedarfs in die 

entsprechende Warteschlange eingefügt 

– Nachteil: Wenn eine Warteschlange leer ist, bleibt die Partition 

ungenutzt 

• Alternative b) 

– Nur eine Warteschlange 

– Prozesse in die freie Partition mit dem geringsten Speicherverlust 

einfügen 

– Nachteil: Eventuell zu viel Verschnitt 

– Dieser Ansatz wurde früher bei den Mainframes benutzt 


4

Probleme bei der Multiprogrammierung: 

Relokation und Schutz 

• Relokation: 

– Programme nacheinander mehrfach in unterschiedlichen 

Partitionen ausgeführt 

– Absoluten Speicheradressen werden in den Maschinenbefehlen 

angepasst 

– Durch das BS beim Laden des Programms 

• Schutz: 

– Prozesse können auf Partitionen anderer Prozesse zugreifen 

– Schutzcode im Programmstatuswort verhindert dies 

– Schutzcode darf nur vom BS geändert werden 

• Kombinierte Lösung: 

– HW bietet Basisregister und Limitregister 

– Basisregister wird automatisch auf die relativen Speicheradressen 

addiert 

– Resultierende Adresse muß kleiner als Wert im Limitregister sein 


Basis- und Limit-Register 


5

4.1.3 Dynamische Speicherverwaltung 

Wie wird der Speicher verwaltet, wenn der 

Speicherbedarf der Prozesse größer als der 

Hauptspeicher ist oder eine sequentielle Ausführung 

der Prozesse nicht akzeptabel ist? 

1. Swapping: 

• Prozesse sind vollständig im Hauptspeicher 

• Prozesse laufen eine zeitlang und werden dann auf den 

Hintergrundspeicher ausgelagert (Swap-Bereich) 

2. Virtueller Speicher: 

• Nur die momentan benötigten Teile des Adressraums befinden 

sich im Hauptspeicher 

• Bei Bedarf werden fehlende Teile nachgeladen 

• Nicht mehr benötigte Teile werden verdrängt 


4.2 Swapping 

• Swapping: Anzahl und Größe der Partitionen dynamisch 

an den Speicherbedarf der Prozesse angepasst 

• Benachbarte, freie Speicherbereiche werden zusammen 

gefasst: Speicherverdichtung. 

• Der Speicherbedarf eines Prozesses kann bei der 

Ausführung wachsen 

– Datensegment: dynamisch erzeugte Objekte 

– Stacksegment: Prozeduraufrufkette 

– Strategie: 

• Einlagern eines Prozesses: mehr Hauptspeicher reservieren als 

momentan notwendig 

• Auslagern: nur der benutzte Speicher auf den Hintergrundspeicher 

übertragen 


6

4.2.1 Swapping mit dynamischen Partitionen 

Zeit 

A 

Betriebssystem 

(a) 

B 

A 


(b) 

C 

B 

A 


(c) 



C 

B 

(d) 

C 

B 

D 


(e) 

Partition Freispeicher 

C 

D 


Wachsende Daten- und Stack- Segmente 

B 

A 


(a) 

Wachsender Datenbereich 

eines Prozesses 

Raum zum 

Wachsen 

in Benutzung 

B-Stack 

B-Daten 

B-Programm 

A-Stack 

A-Daten 

A-Programm 


(b) 

Wachsender Datenbereich 

und wachsender Stack 


(f) 

Raum zum 

Wachsen 

7

4.2.2 Speicherverwaltung beim Swapping 

Wie verwaltet das BS den dynamisch zugeteilten 

Speicher beim Swapping? 

Alternativen: 

1. Bitmaps 

– der Speicher wird in Einheiten fester Länge aufgeteilt 

– ein Bitvektor mit einem Bit pro Einheit 

– Frei: Bit == 0; Belegt: Bit == 1 

– Problem: Aufwendige Suche für große, freie 

Speicherbereiche 

2. Verkettete Listen 


Speicherverwaltung mit Bitmaps 

A B C D E ... 

0 8 16 24 32 

11111000 

11111111 

11001111 

11111000 

... 

Bitmap 

Speicher 

Speichereinheit, z.B. 128 Bytes 


8

Speicherverwaltung mit verketteten Listen 

• Jeder freie und jeder belegte Speicherbereich bildet jeweils 

ein Segment 

• Segmente können unterschiedlich groß sein 

• Pro Segment wird ein Element in einer verketteten Liste 

geführt mit: 

– Zustand: frei oder belegt 

– Anfangsadresse 

– Segmentlänge 

• Die Liste kann nach der Anfangsadresse geordnet sein 

(schnelles Finden eines Segments) 

• Benachbarte, freie Elemente werden zusammengefasst 

• Aus Effizienzgründen: zusätzlich eine Freiliste, die bzgl. 

der Segmentlänge sortiert ist 


Beispiel für eine verkettete Liste 

A B C D E ... 

0 8 16 24 32 

Kopf 

1 0 5 

0 5 3 

1 8 6 

1 14 4 

0 18 2 

1 20 6 

1 26 3 

0 29 3 

0 29 3 

Länge 

Anfangsadresse 


frei 

Speicher 

9

4.2.3 Algorithmen zur Speicherbelegung 

• First Fit: 

– Erstes passende Segment wird genommen 

– Segment wird aufgeteilt: belegt und frei 

– Kurze Suchzeiten, aber ev. viel Verschnitt 

• Next Fit: 

– Suche beginnt beim zuletzt bearbeiteten Segment 

– Vergleichbar mit First Fit 

• Best Fit: 

– Alle Segmente durchsuchen 

– Das kleinste passende Segment wird genommen 

– Zeitaufwendiger als First Fit 

• Quick Fit: 

– Zusätzliche Liste für freie Segmente 

– Findet freien Speicher extrem schnell 

– Aufwendiger bei der Speicherfreigabe und insbesondere bei der 

Verschmelzung benachbarter freier Segmente 


4.3 Virtueller Speicher 

Wie wird der Speicher bereitgestellt, falls ein Prozess zu 

groß für den Hauptspeicher ist? 

• Erste Lösung: 

– Prozess wird in mehrere Teile (Overlays) aufgeteilt 

– Nicht alle Overlays sind gleichzeitig im Speicher 

– BS verwaltete die Overlays 

– Anfangs: Der Programmierer legte die Overlays fest 

• Virtueller Speicher: 

– BS hält die momentan benötigten Teile im Hauptspeicher und den 

Rest auf Platte 

– BS verwaltet den momentanen Speicherbedarf von allen Prozessen 

– Prozess darauf wartet, dass ein Teil von ihm eingelagert wird: Prozess 

wartet er auf I/O (Plattenauftrag) 


10

1. Paging 

Virtueller Speicher 

2. Seitentabelle und Seitenfehler 

3. Mehrstufige Seitentabellen 

4. Translation Lookaside Buffer 


4.3.1 Paging 

• Die meisten BS mit virtuellem Speicher benutzen als 

Technik das Paging 

– Die in einem Programm benutzten Adressen heißen virtuelle 

Adressen 

– Diese bilden den virtuellen Adressraum 

• Eine virtuelle Adresse 

– zeigt nicht sofort auf den Speicher 

– sondern wird von der MMU (Memory Management Unit) auf 

eine physikalische Speicheradresse abgebildet 

• Der virtuelle Adressraum ist in Einheiten fester Länge 

unterteilt: Seiten (Pages) 

• Die entsprechenden Einheiten im Hauptspeicher heißen 

Seitenrahmen oder Seitenkacheln (Frames) 


11

Memory Management Unit (MMU) 


Abbildung: 

virtuelle Adresse -> physikalische Adresse 

Seiten-Größe: 4.096 Bytes 

Rahmen-Größe: 4.096 Bytes 

Virtuelle Adresse: 20.500 

• Seite 5: [20.480 -> 24.575] 

• 20.500 = 20.480 + 20 

• Seite 5 -> Rahmen 3 

• Rahmen 3: [12.288 -> 16.383] 

• 12.288 + 20 = 12.308 

Physikalische Adr: 12.308 


12

4.3.2 Seitentabelle und Seitenfehler 

• Die Seitentabelle ordnet jeder Seite im Seitendeskriptor zu: 

– eine Seitenrahmennummer 

– ein present-Bit: Seite hat Rahmen oder nicht 

• Zugriff auf Seite mit present-Bit = 0 : Seitenfehler 

– BS sucht wenig benutzten Rahmen aus 

– BS schreibt den Rahmen auf Platte 

– Das present-Bit der entsprechenden Seite wird auf 0 gesetzt 

– BS lädt die Seite, die den Seitenfehler auslöste in den freien Rahmen 

– BS setzt in der Seitentabelle die Rahmennr. und das present-Bit 

– Der Zugriff auf die Seite wird noch einmal ausgeführt 


Seitengröße 

• Zur effizienten Verwaltung der Seitentabelle: 

– Seitengröße ist immer eine Zweierpotenz 

– z.B. 4 KB (Linux) oder 8KB 

• Aufteilung der virtuellen Adresse: 

– Seitennummer: Index in die Seitentabelle 

– Offset: Adresse innerhalb der Seite bzw. des Rahmens 


13

Beispiel einer Seitentabelle 

15 11 Offset 0 

Seiten- 

Nummer 

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

als Index 

benutzt 

Seitentabelle 

Present-Bit 

0 

1 

2 

3 

4 

5 

6 

7 

8 

9 

10 

11 

12 

13 

14 

15 

010 1 

001 1 

110 1 

000 1 

100 1 

011 1 

000 0 

000 0 

000 0 

101 1 

000 0 

111 1 

000 0 

000 0 

000 0 

000 0 

Eingehende virtuelle Adresse: 20.500 

14 11 

0 

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

Seiten- 

Rahmen- 

Nummer 

Offset 

Übernahme 

des Offsets 

Ausgehende reale Adresse: 12.308 


Problem: Realisierung der Seitentabelle 

1. Die Seitentabelle kann extrem groß werden: 

– Jeder Prozess hat einen eigenen Adressraum 

– D.h. er braucht eine eigene Seitentabelle 

– Bei Seitengröße 4 KB benötigt 32-Bit-Adressraum 

eine Mio. Seiten 

– Bei 64-Bit und 4 KB Seitengröße: 2 52 Seiten 

2. Die Umrechnung muß sehr schnell sein: 

– Umrechnung bei jedem Speicherzugriff 

– Die meisten Maschinenbefehle haben 

Speicheroperanden 

Forderung: Hardware-Unterstützung 


14

Realisierungsalternativen 

1. Seitentabelle wird in HW-Registern gehalten: 

– Umrechnung ist extrem schnell 

– Prozesswechsel ist extrem langsam: alle Register 

werden aus dem Speicher geladen 

2. Seitentabelle wird im Hauptspeicher abgelegt: 

– HW hat nur 1 Register: Zeiger auf den Anfang der 

Seitentabelle 

– Prozesswechsel ist extrem schnell 

– Umrechnung ist extrem langsam: für jede 

Umrechnung mindestens ein weiterer Speicherzugriff 

auf die Seitentabelle 


4.3.3 Mehrstufige Seitentabellen 

Wie können riesige Seitentabellen im Speicher abgelegt 

werden? 

• Mehrstufige Seitentabellen: 

– Baumartige Struktur von Teiltabellen 

– Nur die letzte Stufe der Rahmenadressen hat Nutzdaten 

– Vorangegangenen Stufen enthalten Rahmenadressen von 

Teiltabellen 

• Nicht alle Teiltabellen werden gleichzeitig im Speicher 

gehalten 

• Nicht benötigte Teiltabellen sind ausgelagert 

• Unbenutzte Adressbereiche (z.B. zwischen Daten und 

Stack) belegen keinen Speicher (keine Teiltabellen) 


15

2-stufige Seitentabelle für 32 Bit-Adressen 

• Die erst 10 Bits zeigen 

auf die 1. Stufe, 

• die folgenden 10 Bits 

auf die 2. Stufe 

• die verbleibenden 12 

Bits sind der Offset 

innerhalb des 4 KB 

Rahmens 


4.3.4 Translation Lookaside Buffer (TLB) 

Wie kann die Umrechnung beschleunigt werden? 

• Beobachtung: in einem Programm existieren sehr viele 

Zugriffe auf wenige Seiten 

• Zur Beschleunigung der Umrechnung: 

– MMU erhält zusätzlich einen Assoziativspeicher (Translation 

Lookaside Buffer: TLB) 

– TLB bildet virtuelle Adresse ohne Umweg über die Seitentabelle 

auf die physikalische Adresse ab 

– Extrem schnell, da kein Zugriff auf den Hauptspeicher 

• Typischer TLB hat 8 bis 64 Einträge 

• Aufbau eines TLB-Eintrags entspricht dem eines 

Seitendeskriptors 


16

Beispiel für TLB 


Nutzung des TLB 

1. Virtuelle Adresse wird an die MMU geschickt 

2. MMU prüft, ob die entsprechende Seite im TLB ist 

3. Assoziativspeicher: alle TLB-Einträge gleichzeitig 

vergleichen 

4. Eintrag gefunden: 

1. Seitenrahmennummer aus dem TLB-Eintrag nehmen 

5. Kein Eintrag gefunden: 

1. Eintrag aus der Seitentabelle im Hauptspeicher holen 

2. Eintrag wird zusätzlich in den TLB geschrieben 

3. Ein alter Eintrag wird verdrängt 

4. Beim nächsten Zugriff steht die Seite schon im TLB 

6. Beim Prozesswechsel wird der TLB geleert 


17

4.4 Paging-Algorithmen 

Welche Seite wird aus dem Speicher entfernt, um Platz für 

eine neue Seite zu machen? 

• Optimaler Algorithmus für Entfernung einer Seite: 

– Kein Zugriff auf die Seite in der Zukunft oder 

– auf die Seite zu letzt in der Zukunft zugegriffen 

• Problem: 

– Optimaler Algorithmus ist nicht realisierbar 

– BS weiß nicht, auf welche Seite als nächste zugegriffen wird 

• Vielzahl von sub-optimalen Seitenersetzungs-Algorithmen 

• Das gleiche Problem tritt allgemein bei Caches auf: 

– Prozessor-Cache: Speicherwörter müssen verdrängt werden 

– Webserver-Cache: Webseiten müssen verdrängt werden 

– TLB: Adressabbildungen müssen verdrängt werde 


Alternative Algorithmen 

1. Not-Recently-Used-Algorithmus 

2. Second-Chance-Algorithmus 

3. Least-Recently-Used-Algorithmus 

4. Working-Set-Algorithmus 

Weitere Algorithmen werden in [Tanenbaum] beschrieben: 

– First In First Out-Algorithmus 

– Clock-Algorithmus 

– Not-Frequently-Used-Algorithmus 

– Aging-Algorithmus 

– Working-Set-Clock-Algorithmus 


18

4.4.1 Not-Recently-Used-Algorithmus (1) 

• Eine Seite wird verdrängt, wenn sie im vorangegangenen 

Zeitintervall nicht benutzt wurde 

• Hierfür werden im Seitendeskriptor 2 Status-Bits geführt: 

– R-Bit (Referenced): lesend oder schreibend zugegriffen 

– M-Bit (Modified): schreibend zugegriffen 

• Bei jedem Zugriff auf eine Seite setzt die HW das 

entsprechende Bit im Seitendeskriptor auf 1 

• Beim Uhren-Interrupt setzt das BS das R-Bit aller 

Seitendeskriptoren auf 0, d.h. 

– Alle Seiten, auf die seit dem letzten Uhren-Interrupt zugegriffen 

wurde, haben im R-Bit eine 1 stehen 

– Alle Seiten, auf die seit dem letzten Uhren-Interrupt nicht zugegriffen 

wurde, haben eine 0 im R-Bit 


4.4.2 Not-Recently-Used(2) 

• Bei Seitenfehlern werden die Seiten in 4 Klassen eingeteilt: 

– Klasse 0: R == 0 und M == 0 

– Klasse 1: R == 0 und M == 1 

– Klasse 2: R == 1 und M == 0 

– Klasse 3: R == 1 and M == 1 

• Es wird eine Seite aus der Klasse mit der kleinsten Nummer 

ausgelagert 

• D.h. wenn eine Seite in der Klasse 0 ist, wird diese 

genommen. 

• Bewertung von Not-Recently-Used: 

– Einfache, effiziente Implementierung 

– Nicht optimale, aber akzeptable Ergebnisse 


19

4.4.3 Second-Chance-Algorithmus 

• Alle Seiten sind in einer Liste nach FIFO (First In First 

Out) geordnet 

• Zusätzlich wird das R-Bit genutzt 

• Beim Seitenfehler wird folgende Seite verdrängt: 

1. Die älteste Seite gemäß FIFO, falls diese Seite R == 0 hat 

2. Falls R == 1, wird die Seite an das Ende der Liste gehängt und R 

= 0 gesetzt. Fortfahren mit 1. 

3. Die neue Seite kommt an das Ende der Liste 

• Die Auswertung von R verhindert, dass oft benutzte, alte 

Seiten ausgelagert werden (2. Chance) 

• Realisierungsaufwand und Ergebnisse sind akzeptabel 


4.4.4 Least-Recently-Used-Algorithmus 

• Annahme: In der letzten Zeit häufig genutzte Seiten 

werden auch in der Zukunft häufig genutzt 

• Beim Seitenfehler: die Seite ersetzt, die am längsten nicht 

genutzt wurde 

• Implementierung: 

– Liste mit Seiten, die nach der Zugriffszeit geordnet sind 

– Bei jedem Zugriff: Seite an das Ende der Liste stellen 

• Ergebnisse sind sehr gut 

• Aber: 

– Realisierung ist zu aufwendig 

– eine Listenoperation bei jedem Zugriff 

• Implementierung erfordert 

– entweder eine Spezial-HW 

– oder einen abgewandelten Algorithmus (siehe Literatur) 


20

4.4.5 Working-Set-Algorithmus 

• Annahme: Prozesse greifen die meiste Zeit auf eine relativ 

kleine Teilmenge ihrer Seiten zu: Working-Set 

• Eine Seite gehört zum Working Set, wenn sie in den 

letzten k Speicherzugriffen benutzt wurden 

• Beim Scheduling merkt sich das BS den Working Set des 

verdrängten Prozesses 

• Beim Einlagern eines Prozesses werden alle Seiten aus 

seinem Working Set bereitgestellt (Prepaging) 

• Tritt ein Seitenfehler auf, wird die zuletzt zugegriffene 

Seite aus dem Working-Set entfernt 

• Die Ergebnisse sind gut, aber aufwendige Realisierung (ev. 

mit HW-Unterstützung) 


4.5 Implementierungsentscheidungen 

Lokale oder globale Seitenersetzung? 

– Lokal: nur die Seiten des Prozesses mit dem Seitenfehler werden 

verdrängt 

– Global: alle Seiten können ausgelagert werden, d.h. alle Prozesse 

sind betroffen 

– Im Allgemeinen: globale Seitenersetzung bevorzugt 

Was ist die optimale Seitengröße ? 

– Seiten sehr groß: große unbenutzte Bereiche innerhalb der Seite 

– Seiten sehr klein: große Seitentabellen, da viele Einträge in der 

Seitentabelle 

– Existierende Systeme: Seitengröße zwischen 512 B und 8 KB, 

typisch: 4 KB. 

Wie kann die Last gesteuert werden? 

– Zu viele Seitenfehler: Prozesse werden ausgelagert, d.h. Paging 

mit zusätzlichem Swapping 


21

Paging im Lebenszyklus eines Prozesses 

• Bei der Prozesserzeugung: 

– Anhand des Programms (Text, Daten und Stack): Seitentabelle 

erzeugt und initialisiert 

– Text- und Daten-Segment werden auf Hintergrundspeicher kopiert 

• Bei der Aktivierung eines Prozesses durch den Scheduler: 

– MMU wird mit der Seitentabelle des Prozesses initialisiert 

– TLB wird geleert, da er den Inhalt des deaktivierten Prozesses hat 

• Beim Auftreten eines Seitenfehlers: 

– Die virtuelle Adresse wird ermittelt und gesichert 

– Ein Seitenrahmen wird gemäß Paging-Algorithmus verdrängt 

– Falls dieser modifiziert wurde, wird er auf die Platte geschrieben 

– Der benötigte Seitenrahmen wird von der Platte gelesen 

– Der Programmzähler wird auf die zuvor gesicherte Adresse gesetzt 

• Bei der Terminierung eines Prozesses: 

– Seitentabelle, Seitenrahmen und Plattenplatz werden freigegeben 


Behandlung von Seitenfehlern 

1. HW sichert den Programmzähler und Trap in den Kern 

2. Die Register werden im PCB gesichert 

3. BS ermittelt die virtuelle Adresse, die den Seitenfehler verursacht hat 

4. BS prüft, ob der Zugriff erlaubt ist und ermittelt Seitenrahmen, der 

verdrängt werden soll 

5. Falls der verdrängte Seitenrahmen modifiziert wurde, wird er auf Platte 

geschrieben (Scheduler aktiviert anderen Prozess) 

6. Die angeforderte Seite wird von der Platte in den Rahmen übertragen 

7. Update der Seitentabelle mit neuem Seitenrahmen 

8. Programmzähler wird auf den Befehl gesetzt, der den Seitenfehler 

ausgelöst hat 

9. Prozess mit Seitenfehler wird vom Scheduler aktiviert 

10. Register werden geladen und Rücksprung in den Benutzer-Modus 

11. Prozess setzt Ausführung fort 


22

Seiten auf dem Hintergrundspeicher 

• Ausgelagerte Seiten (nicht im Hauptspeicher) werden auf 

den Hintergrundspeicher geschrieben: 

– Auf dem Hintergrundspeicher existiert eine Swap-Partition 

– Die Swap Partition enthält den Speicher von allen momentan 

laufenden Prozessen 

• Für ausgelagerte Seiten enthält der Seitendeskriptor 

– eine Markierung „ausgelagert“ 

– einen Zeiger auf den Block im Hintergrundspeicher 

• Wenn der Speicher eines Prozesses wächst, werden 

dynamisch weitere Blöcke auf dem Hintergrundspeicher 

anlegt 


Swap-Bereiche auf dem Hintergrundspeicher 

(a) Statische Zuordnung des Hintergrundspeichers 

(b) Dynamische Zuordnung über eine Zwischentabelle 


23

4.6 Segmente 

• Paging stellt eindimensionalen virtuellen Speicher bereit 

• Einige HW bieten Alternative an: 

– Speicher eines Prozesses wird in Segmente variabler Größe aufgeteilt 

– z.B. jeweils ein Segment für den Programm-Code, die Programm- 

Daten, die Konstanten und die Symboltabelle 

• Zweidimensionale, virtuelle Adressen: 

– Segmentnummer 

– linearen Adresse innerhalb eines Segments (Offset) 

• Vorteile: 

– Einfachere Vergrößerung von Speicherbereichen 

– Unterschiedlicher Schutz für unterschiedliche Segmente 

– Einfachere Einbindung von dynamischen Bibliotheken 

• Die CPU muß Segmente unterstützen, z.B. Pentium 


eindimensional: 

virt. Adresse 

v 

0 

v max 

Paging 

Paging und Segmente 

Segmentnummer 

zweidimensional: 

virt. Adresse 


s 

n 

0 0 

n 0 

0 s s max 

n s 

Segmente 

Offset 

0 

aus [Kröger] Vorlesung 

24

Beispiele für Segmente 

Mögliche Segmente für einen Compiler-Lauf: 

Segment 

0 

Symboltabelle 

Segment 

1 

Quellprogramm 

Segment 

2 

Konstanten 

Segment 

3 

Parse 

Tree 

Jedes Segment kann, unabhängig von allen 

anderen, wachsen und schrumpfen 

Segment 

4 

Stack 


Segmentierung mit Paging 


• Ein eingelagertes Segment muß nicht vollständig im Hauptspeicher sein 

• Jedes Segment besteht aus einer Folge von Seiten 

• Prinzipielle Adressierung: 

virt. Adresse 

s 

Segmentdeskriptoren 

page 

Segmenttabelle 

n 

offset 

Seitentabelle 

Seiten 

des 

Segments 



25

Zusammenfassung I 

1. Die Speicherverwaltung teilt den Prozessen den Speicher 

zu und sorgt für die Übertragung innerhalb der 

Speicherhierarchie (Cache, Hauptspeicher, 

Hintergrundspeicher). 

2. Statische Speicherverwaltung teilt den Speicher in feste 

Partitionen auf. Die Prozesse werden jeweils in eine 

Partition geladen und dort vollständig ausgeführt. 

3. Beim Swapping werden die Prozesse komplett zwischen 

Hauptspeicher und Hintergrundspeicher ein- und 

ausgelagert. Die Partitionsgröße hängt vom 

Speicherbedarf des einzelnen Prozesses ab. 

4. Beim virtuellen Speicher sind nur Teile eines Prozesses 

im Hauptspeicher. Man unterscheidet zwischen Paging 

und Segmenten. 


Zusammenfassung II 

• Beim Paging hat jeder Prozess einen eigenen Adressraum, 

der in Blöcke fester Länge unterteilt ist (Seiten und 

Seitenrahmen). 

• Die Abbildung zwischen virtuellen Adressen und 

Hauptspeicheradressen wird über die Seitentabellen 

realisiert. 

• Mehrstufige Seitentabellen können den Speicherbedarf 

für die Seitentabellen reduzieren. 

• Ein Translation Lookaside Buffer (TLB) beschleunigt 

die Adressabbildung durch das Caching der letzten 

Abbildungen. 

• Es gibt eine Vielzahl von Seitenersetzungsalgorithmen, 

die bestimmen, welche Seite ausgelagert wird. 

• Segmente sind eine Alternative zum Paging. 


26

Literatur 

• Denning: „Virtual Memory“, Computing Surveys, 2: 153- 

189, Sept 1970 

• Denning: Working Sets Past and Present, IEEE Transactions 

on Software Engineering, 6: 64-84, Jan 1980 

• Knuth: The Art of Computer Programming, Reading, MA, 

1973 

• Kröger: FH Wiesbaden, Betriebssysteme Vorlesung SS 2002 

• Silberschatz und Galvin: Operating System Concepts, John 

Wiley & Sons, 1999 

• Tanenbaum: Moderne Betriebssysteme, Prentice Hall, 2002 

• Tanenbaum: Vorlesung zu „Modern Operating Systems“, 

2001 


27

Kapitel 3: Speicherverwaltung 3.1 Einführung

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