4.Vorlesung Betriebssysteme Hochschule Mannheim

RAID Ein-/Ausgabegeräte Speicheradressierung und Speicherverwaltung 

4.Vorlesung Betriebssysteme 

Hochschule Mannheim 

Christian Baun 

Karlsruher Institut für Technologie 

Steinbuch Centre for Computing 

cray@unix-ag.uni-kl.de 

15.4.2011 

Christian Baun – 4.Vorlesung Betriebssysteme – Hochschule Mannheim – SS2011 1/47


Wiederholung vom letzten Mal 

Von-Neumann-Architektur und Von-Neumann-Zyklus 

Hauptprozessor (CPU) 

Busse 

Speicher (Register, Cache, Hauptspeicher, Festplatten) 

Speicherpyramide 

Arbeitsweise der Speicherhierarchie 

Cache-Schreibstrategien (Write-Back und Write-Through) 

Lokalitätsausnutzung (zeitliche und räumliche Lokalität) 

Cache-Anfragen (Cache-Hit und Cache-Miss) 

Cache-Datenverwaltung (Ersetzungsstrategien) 

Logischer Aufbau von Festplatten (Spuren, Sektoren, Zylinder, Cluster) 

Solid State Drives (Flash-Speicher) 



Heute 

Redundant Array of Independent Disks (RAID) 

Daten von Ein- und Ausgabegeräten lesen 

Zeichen-/Blockorientierte Geräte 

Adressraum 

Speicheradressierung und Speicherverwaltung 

Speicherpartitionierung 

Statische Partitionierung 

Dynamische Partitionierung 

Buddy-Verfahren 



Zugriffszeiten bei Festplatten 

In den letzten 40 Jahren ist die Geschwindigkeit von Prozessoren, Cache 

und Hauptspeicher deutlich schneller gewachsen als die 

Zugriffsgeschwindigkeit der Festplatten: 

Festplatten 

1973: IBM 3340, 30 MB Kapazität, 30 ms Zugriffszeit 

1989: Maxtor LXTl00S, 96 MB Kapazität, 29 ms Zugriffszeit 

1998: IBM DHEA-36481, 6 GB Kapazität, 16 ms Zugriffszeit 

2006: Maxtor STM320820A, 320 GB Kapazität, 14 ms Zugriffszeit 

2011: Western Digital WD30EZRSDTL, 3 TB Kapazität, 8 ms Zugriffszeit 

Prozessoren 

1971: Intel 4004, 740 kHz Taktfrequenz 

2007: AMD Opteron Santa Rosa F3, 2,8 GHz Taktfrequenz 2010: Core i7 

980X Extreme (6 Cores), 3,33 Ghz Taktfrequenz 

Der Abstand vergrößert sich in Zukunft weiter 

Kann man die Zugriffszeit und Datensicherheit bei Festplatten erhöhen? 



Redundant Array of independent Disks (RAID) 

Die Geschwindigkeit der Festplatten lässt sich nicht beliebig verbessern 

Festplatten bestehen aus beweglichen Teilen 

Physikalische und materielle Grenzen müssen akzeptiert werden 

Eine Möglichkeit, die gegebenen Beschränkungen im Hinblick auf 

Geschwindigkeit, Kapazität und Datensicherheit zu umgehen, ist das 

gleichzeitige Verwenden mehrerer Komponenten 

Ein RAID-System besteht aus mehreren Festplatten 

Diese werden vom Benutzer und den Prozessen als eine einzige große 

Festplatte wahrgenommen 

Die Daten werden über die Festplatten eines RAID-Systems verteilt 

Wie die Daten verteilt werden, wird durch das RAID-Level spezifiziert 

Die gebräuchlichsten RAID-Level sind RAID 0, RAID 1 und RAID 5 



RAID 0 – Striping – Beschleunigung ohne Redundanz 

RAID 0 ist eigentlich kein echtes RAID, da es keine Redundanz vorsieht 

Es wird nur die Datentransferrate gesteigert 

Aufteilung der Festplatten in zusammenhängende Blöcke gleicher Größe 

Sind die Ein-/Ausgabeaufträge groß genug (> 4 oder 8 KB), können die 

Zugriffe auf den Verbund parallel auf mehreren oder allen Festplatten 

durchgeführt werden 

Fällt eine Festplatte aus, können die Daten nicht 

mehr vollständig rekonstruiert werden 

Nur kleinere Dateien, die vollständig auf den 

verbliebenen Festplatten gespeichert sind, können 

gerettet werden 

RAID 0 eignet sich nur, wenn die Sicherheit der 

Daten bedeutungslos ist oder eine andere geeignete 

Form der Datensicherung vorhanden ist 



RAID 1 – Mirroring – Spiegelung 

Mindestens zwei Festplatten gleicher Kapazität enthalten exakt die 

gleichen Daten 

Sind die Festplatten unterschiedlich groß, bietet ein Verbund mit RAID 1 

höchstens die Kapazität der kleinsten Festplatte 

Der Ausfall einer Festplatte führt nicht zu Datenverlust, da die übrigen 

Festplatten die identischen Daten vorhalten 

Zum Totalverlust kommt es nur beim Ausfall aller Festplatten 

Jede Datenänderung wird auf allen beteiligten 

Festplatten geschrieben 

RAID 1 ist kein Ersatz für Datensicherung 

Fehlerhafte Dateioperationen oder Virenbefall finden 

auf allen Festplatten statt 

Die Lesegeschwindigkeit kann durch intelligente 

Verteilung der Zugriffe auf die angeschlossenen 

Platten gesteigert werden 



RAID 2 – Bit-Level Striping mit Hamming-Code-Fehlerkorrektur 

Die Nutzdaten werden hierbei Blöcke gleicher Größe zerlegt und mittels 

eines Hamming-Codes auf größere Blöcke abgebildet 

Die Bits, die Potenzen von 2 sind (1, 2, 4, 8, 16, usw.) sind Prüfbits 

Die einzelnen Bits des Hamming-Codeworts werden über die Platten 

verteilt =⇒ Datendurchsatz wird durch RAID 2 gesteigert 

Ein mögliches Szenario: 

7 Festplatten im Verbund 

Davon 4 Platten für die Nutzdaten und 3 für die Paritätsinformationen 

Der kleinste RAID-2-Verbund benötigt 3 Festplatten und entspricht 

einem RAID 1 mit zweifacher Spiegelung 

In der Realität besteht ein RAID 2 aus mindestens 10 Festplatten 

RAID 2 wurde nur bei Großrechnern verwendet und spielt heute keine 

Rolle mehr 



Prinzip von RAID 2 



RAID 3 – Byte-Level Striping mit Paritätsinformationen 

Speicherung der Nutzdaten auf einer oder mehreren Datenplatten 

Speicherung der Paritätsinformationen auf einer Paritätsplatte 

Berechnung der Paritätsinformationen 

Die Bits der Datenplatten werden zusammengezählt und die errechnete 

Summe darauf untersucht, ob sie eine gerade oder ungerade ist 

Gerade Summe wird auf der Paritätsplatte mit Bit 0 gekennzeichnet 

Ungerade Summe wird mit dem Bit-Wert 1 gekennzeichnet 

Die Paritätsplatte enthält nur die Summeninformationen 

Man kann beliebig viele Datenplatten verwenden und braucht für die 

Paritätsinformationen trotzdem nur eine einzige Platte 

Die Paritätsplatte wird bei jeder Operation benötigt 

=⇒ Sie ist der Flaschenhals des Systems 

Auf die Paritätsplatte wird bei jeder Schreiboperation zugegriffen 

Bei RAID 2 mit 2 Festplatten hat die Paritätsplatte den gleichen Inhalt 

wie die Datenplatte =⇒ Identisch zu RAID-1 mit zwei Festplatten 

RAID 3 ist vom Markt verschwunden und wurde durch RAID 5 ersetzt 




Datenplatten Summe gerade/ungerade Paritätsplatte 

Bits sind 0 + 0 + 0 =⇒ 0 =⇒ Summe ist gerade =⇒ Summen-Bit 0 

Bits sind 1 + 0 + 0 =⇒ 1 =⇒ Summe ist ungerade =⇒ Summen-Bit 1 

Bits sind 1 + 1 + 0 =⇒ 2 =⇒ Summe ist gerade =⇒ Summen-Bit 0 






RAID 4 – Block-Level Striping mit Paritätsinformationen 

Speicherung der Nutzdaten auf einer oder mehreren Datenplatten 

Speicherung der Paritätsinformationen auf einer Paritätsplatte 

Unterschied zu RAID 3: 

Die Einheiten, die geschrieben werden, sind größere Datenblöcke und 

nicht einzelne Bytes 

Die Datenblöcke werden auch als Chunks zeichnet 

Die Paritätsplatte wird bei jeder Operation benötigt 

=⇒ Sie ist der Flaschenhals des Systems 

Auf die Paritätsplatte wird bei jeder Schreiboperation zugegriffen 

Die Paritätsplatte fällt häufiger aus 

Lösung: RAID 5 

Anstatt RAID 4 wird fast immer RAID 5 verwendet 

Die Firma NetApp verwendet in ihren NAS-Servern RAID 4 

z.B. NetApp FAS2020, FAS2050, FAS3040, FAS3140, FAS6080 




P(16-19) = Block 16 XOR Block 17 XOR Block 18 XOR Block 19 



RAID 5 – Block-Level Striping mit verteilten Paritätsinformationen 

Bietet erhöhten Datendurchsatz und höhere Datensicherheit 

Ein Verbund besteht aus mindestens 3 Festplatten 

Die Nutzdaten werden wie bei RAID 0 auf alle Festplatten verteilt 

Es werden Paritätsinformationen der Nutzdaten berechnet, mit denen 

beim Ausfall maximal einer Festplatte die Nutzdaten vollständig 

rekonstruiert werden können 

Die Berechnung der Paritätsinformationen beim Ausfall einer Platte kann 

abhängig von der Größe des Verbunds sehr lange dauern 

Während dieser Zeit ist der Verbund ungeschützt 

Die Berechnung der Paritätsinformationen durch XOR erfordert 

zusätzliche Rechenleistung bei Schreibzugriffen 

Durch die Verteilung der Paritätsinformationen auf alle Festplatten 

(Rotating Parity) wird verhindert, dass eine einzelne Paritätsplatte zu 

einem möglichen Engpass (Flaschenhals) wird 

Die Nettokapazität ist n − 1, wobei n die Anzahl der Festplatten ist 




P(16-19) = Block 16 XOR Block 17 XOR Block 18 XOR Block 19 



RAID 6 – Block-Level Striping mit doppelt verteilten Paritätsinformationen 

Funktioniert ähnlich wie RAID 5 

Verkraftet aber den gleichzeitigen Ausfall von bis zu zwei Festplatten 

RAID 6 ist Striping mit doppelten, auf Block-Level verteilten 

Paritätsinformationen 

Im Gegensatz zu RAID 5 gibt es mehrere mögliche 

Implementierungsformen, die sich insbesondere in der Schreibleistung 

und dem Rechenaufwand unterscheiden 

Bessere Schreibleistung wird durch erhöhten Rechenaufwand erkauft 

Im einfachsten Fall wird eine zusätzliche XOR-Operation berechnet 

Im Gegensatz zu RAID 5 ist die Verfügbarkeit höher, aber der 

Datendurchsatz insgesamt niedriger 




Das Beispiel ist nur eine mögliche Realisierung von RAID 6 



Übersicht über die RAID-Level 

RAID n (Anzahl k (Netto- Ausfall- Leistung Leistung 

Festplatten) kapazität) sicherheit (Lesen) (Schreiben) 

0 ≥ 2 n 0 (keine) n ∗ X n ∗ X 

1 ≥ 2 Kapazität der n − 1 Platten n ∗ X X 

kleinsten Platte 

2 ≥ 3 n − [log 2 n] 1 Platte variabel variabel 

3 ≥ 3 n − 1 1 Platte (n − 1) ∗ X (n − 1) ∗ X 

4 ≥ 3 n − 1 1 Platte (n − 1) ∗ X (n − 1) ∗ X 

5 ≥ 3 n − 1 1 Platte (n − 1) ∗ X (n − 1) ∗ X 

6 ≥ 4 n − 2 2 Platten (n − 2) ∗ X (n − 2) ∗ X 

X Ist die Leistung einer einzelnen Platte beim Lesen bzw. Schreiben 

Die maximale theoretisch mögliche Leistung wird häufig vom Controller 

bzw. der Rechenleistung des Hauptprozessors eingeschränkt 



RAID-Kombinationen 

RAID 0, 1 und 5 finden die weitaus größte Verwendung 

Zusätzlich zu den bekannten RAID-Standards (Leveln) gibt es noch 

verschiedene RAID-Kombinationen 

Dabei wird ein RAID nochmals zu einem zweiten RAID zusammengefasst 

Beispiel: aus mehreren RAID 0-Verbünden wird ein RAID 5-Array 

gebildet =⇒ RAID 05 (0+5) 

Weitere Beispiele 

RAID 00: Großes RAID 0 mit mindestens 4 Festplatten 

RAID 01: RAID 1, das aus mehreren RAID 0 besteht 

RAID 10: RAID 0 über mehrere RAID 1 

RAID 03 bzw. RAID 30: RAID 3 über mehrere RAID 0 


RAID 15: RAID 5, das aus mindestens drei RAID 1 besteht 






Hardware-RAID, Host-RAID und Software-RAID 

Hardware-RAID 

Ein RAID-Controller kümmert sich um die Zusammenarbeit den 

Festplatten 

Host-RAID 

Es werden entweder preiswerte RAID-Controller oder einfach der Chipsatz 

auf dem Mainboard eingesetzt 

Das Berechnen der Paritätsinformationen wird der CPU überlassen 

Software-RAID 

Mit modernen Betriebssystemen lassen sich Festplatten auch ohne 

RAID-Controller zu einem RAID zusammenschließen 

Linux und Windows können RAID 0, RAID 1 und RAID 5 bereitstellen 

MacOS X kennt RAID 0 und RAID 1 

Preiswerter als Hardware-RAID und flexibler als Host-RAID 

Problematisch sind die Betriebssystemabhängigkeit und zusätzliche 

Belastung der CPU 



Zeichenorientierte und Blockorientierte Geräte 

Geräte an einem Computersystem werden bezüglich der kleinsten 

Übertragungseinheit in zeichenorientierte und blockorientierte Geräte 

unterschieden 

Zeichenorientierte Geräte: Bei der Ankunft/Anforderung jedes 

einzelnes Zeichens wird immer mit dem Prozessor kommuniziert 

Beispiele: Maus, Tastatur, Drucker, Terminals und Magnetbänder 

Blockorientierte Geräte: Die Datenübertragung wird erst bei Vorliegen 

eines kompletten Blocks (z.B. 1-4 KB) angestoßen 

Beispiele: Festplatten, CD-/DVD-Laufwerke und Disketten-Laufwerke 

Die meisten blockorientierten Geräte unterstützen Direct Memory Access 

(DMA), um Daten ohne Prozessorbeteiligung zu übertragen 



Drei Möglichkeiten um Daten einzulesen 

Soll z.B. ein Datensatz von einer Festplatte gelesen werden, sind 

folgende Schritte notwendig: 

Die CPU bekommt von einem Programm die Anforderung, einen 

Datensatz von einer Festplatte zu lesen 

Die CPU schickt dem IDE-Controller mit Hilfe des installierten Treibers 

einen entsprechenden I/O-Befehl 

Der Controller lokalisiert den Datensatz auf der Festplatte 

Abschließend erhält die Anwendung die angeforderten Daten 

Es gibt drei Möglichkeiten, wie die Anwendung die Daten einliest: 

Busy Waiting (geschäftiges bzw. aktives Warten) 

Interrupt-gesteuert 

Direct Memory Access (DMA) 



Busy Waiting (geschäftiges bzw. aktives Warten) 

Der Treiber sendet die Anfrage an das Gerät und wartet in einer 

Endlosschleife, bis der Controller anzeigt, dass die Daten bereit stehen 

Stehen die Daten bereit, werden sie in den Speicher geschrieben und die 

Anwendung kann weiterarbeiten 

Vorteile: 

Leicht zu implementieren 

Nachteile: 

Belastet den Prozessor 

Behindert die gleichzeitige Abarbeitung mehrerer Programme, da 

regelmäßig überprüft werden muss, ob die Daten bereit stehen 



Interrupt-gesteuert 

Benötigt einen zusätzlichen Interrupt-Controller und Leitungen für das 

Senden der Interrupts 

Der Treiber initialisiert die Aufgabe und wartet auf einen Interrupt 

(Unterbrechung) durch den Controller =⇒ Der Treiber schläft 

Die CPU ist während des Wartens auf den Interrupt nicht blockiert und 

das Betriebssystem kann die anderen Anwendungen weiter abarbeiten 

Kommt es zum Interrupt, wird der Treiber dadurch geweckt und die 

CPU in ihrer momentanen Arbeit unterbrochen 

Danach holt die CPU die Daten vom Controller ab und legt sie in den 

Speicher 

Anschließend kann die CPU ihre unterbrochene Arbeit fortsetzen 

Vorteile: 

Die CPU wird nicht blockiert 

Gleichzeitige Abarbeitung mehrerer Programme wird nicht behindert 

Nachteile: 

Es ist zusätzliche Hardware notwendig 



Direct Memory Access (DMA) 

Bei DMA kommt ein zusätzlicher DMA-Baustein zum Einsatz 

Der DMA-Baustein kann ohne Mithilfe der CPU, Daten direkt zwischen 

Speicher und Controller übertragen 

Der DMA-Baustein wird mit den notwendigen Informationen 

(Speicherstelle, Anzahl der Bytes, Controller, usw.) initialisiert und 

erzeugt nach Beendigung einen Interrupt 

Direct Memory Access wird nicht nur für den Zugriff auf Datenträger 

verwendet, sondern auch zum beschleunigten und CPU entlastenden 

Zugriff auf Peripheriegeräte wie zum Beispiel: 

Soundkarten, ISDN-Karten, Netzwerkkarten, TV-/DVB-Karten 

Vorteile: 

Vollständige Entlastung der CPU 

Gleichzeitige Abarbeitung mehrer Programme wird nicht behindert 

Nachteile: 

Hoher Hardware-Aufwand 

Neben dem Interrupt-Controller wird noch ein DMA-Baustein benötigt 



Speicheradressierung und Speicherverwaltung 

Auf 16 Bit-Architekturen sind 2 16 Speicheradressen und damit bis zu 

65.536 Byte, also 64 Kilobyte adressierbar 


4.294.967.296 Byte, also 4 Gigabyte adressierbar 


18.446.744.073.709.551.616 Byte, also 16 Exabyte adressierbar 

! ! ! Frage ! ! ! 

Wie wird der Speicher eines Computers angesprochen und verwaltet? 



Speicheradressierung und Speicherverwaltung (2) 

Bei Einzelprogrammbetrieb (Singletasking) wird der Hauptspeicher in 

zwei Bereiche unterteilt 

Ein Bereich für das Betriebssystem und einer für das aktuell ausgeführte 

Programm 

Beim Mehrprogrammbetrieb (Multitasking) muss der Benutzer-Bereich 

des Hauptspeichers weiter unterteilt werden, damit die gestarteten 

Prozesse im Speicher aufgenommen werden können 

Folgende Anforderungen sind zu beachten: 

Relokation 

Schutz 

Gemeinsame Nutzung 



Anforderungen and die Speicheradressierung/-verwaltung 

Relokation 

Mehrere Prozesse befinden sich im Hauptspeicher 

Werden Prozesse aus dem Hauptspeicher verdrängt, ist nicht bekannt, an 

welcher Stelle sie später wieder in den Hauptspeicher geladen werden 

Bindungen an den alten Ort im Speicher sind ungünstig 

Eine freie Ortswahl wäre vorteilhaft 

Probleme sind u.a. bei Sprüngen und Referenzen auf Daten zu erwarten 

Schutz 

Speicherbereiche müssen geschützt werden vor unbeabsichtigtem oder 

unzulässigem Zugriff durch anderen Prozesse 

Darum müssen alle Zugriffe (durch die CPU) überprüft werden 

Gemeinsame Nutzung 

Trotz Speicherschutz muss eine Kooperation der Prozesse mit 

gemeinsamem Speicher (Shared Memory) möglich sein 

Es soll auch möglich sein, dass mehrere Prozesse das gleiche Programm 

ausführen und der Code nur einmal im Speicher ist 



Idee: Direkter Zugriff auf die Speicherstellen 

Prozess A 

Prozess B 

Prozess C 

(Zellen: 0 8) 

(Zellen: 1 5 9) 

(Zellen: 2 4 7) 

Hauptspeicher 

Zelle 0 

Zelle 1 

Zelle 2 

Zelle 3 

Zelle 4 

Zelle 5 

Zelle 6 

Zelle 7 

Zelle 8 

Zelle 9 

. . . 

Naheliegende Idee des direkten Speicherzugriffs durch die Prozesse 

=⇒ Real Mode 

Leider nicht möglich in Multitasking-Systemen 



Real Mode (Real Address Mode) 

Der Real Mode ist eine Betriebsart x86-kompatibler Prozessoren 

Im Real Mode existiert kein Zugriffsschutz 

Jeder Prozess kann auf den gesamten Hauptspeicher und die Hardware 

zugreifen 

Das ist für Multitasking-Betriebssysteme inakzeptabel 

Die Bezeichnung wurde mit dem Intel 80286 eingeführt 

Im Real Mode greift der Prozessor wie ein Intel 8086-Prozessor auf den 

Hauptspeicher zu 

Jeder x86-kompatible Prozessor startet nach dem Reset im Real Mode 

Der Real Mode ist der Standardmodus für MS-DOS und dazu 

kompatible Betriebssysteme (u.a. PC-DOS, DR-DOS und FreeDOS) 

Neuere Betriebssysteme verwenden ihn nur noch während der 

Startphase und schalten dann in den Protected-Mode um 



Protected Mode (Schutzmodus) 

Der Protected Mode ist eine Betriebsart x86-kompatibler Prozessoren 

Eingeführt mit dem Intel 80286 

Erlaubt die Begrenzung von Speicherzugriffsrechten 

Erhöht die Menge des direkt zugreifbaren Speichers 

16-Bit Protected Mode beim 80286 =⇒ 16 MB Hauptspeicher 

32-Bit Protected Mode beim 80386 =⇒ 4 GB Hauptspeicher 

Der Protected Mode basiert auf dem Konzept des virtuellen Speichers 

Mit der Memory Management Unit (MMU) kann einem Prozess jederzeit 

ein vollständiger Adressraum wie im Real Mode bereitgestellt werden 

Virtuelle Speicheradressen werden von der CPU mit Hilfe der MMU in 

physikalische Speicheradressen übersetzt 

Jeder Prozess wird in seiner eigenen, von anderen Prozessen 

abgeschotteten Kopie des physischen Adressraums ausgeführt 



Speicherpartitionierung 



Buddy-Algorithmus 

Alle diese Konzepte werden nicht so 1:1 von modernen Betriebssystemen 

angewendet und gelten als veraltet. Sie stellen aber grundlegendes Wissen 

dar und sind das Fundament des virtuellen Speichers 




Bei statischer Partitionierung wird der verfügbare Hauptspeicher in 

Partitionen gleicher oder unterschiedlicher Größe unterteilt 

Jeder Prozess, dessen Größe kleiner-gleich einer Partition ist, kann eine 

freie Partition erhalten 

Benötigt ein Prozess mehr Speicher, als eine Partition groß ist, muss es 

zum Overlay kommen 

Dabei werden einzelne Daten eines Prozesses überschrieben 

Der Entwickler muss die Anwendung so schreiben, dass immer nur ein 

Teil der Daten im Speicher notwendig ist und Daten überschrieben 

werden können 

Dieses Vorgehen ist ineffizient und fehleranfällig 

Weitere Nachteile von statischer Partitionierung sind: 

Es kommt zwangsläufig zu interner Fragmentierung. Dieses Problem wird 

durch Partitionen unterschiedlicher Größe abgemildert, aber nicht gelöst 

Anzahl der möglichen Prozesse ist durch die Anzahl der Partitionen 

limitiert 



Beispiel zur statischen Partitionierung 



Speicherbelegungsverfahren (Statische Partitionierung) 

Die Speicherbelegung bei statischer Partitionierung ist sehr einfach 

Werden Partitionen gleicher Größe verwendet, ist es egal, welche freie 

Partition ein Prozess zugewiesen wird 

Sind alle Partitionen belegt, muss ein Prozess aus dem Hauptspeicher 

verdrängt werden. Die Entscheidung welcher Prozess verdrängt wird, 

hängt vom verwendeten Scheduling-Verfahren ab 

Werden Partitionen unterschiedlicher Größe verwendet, gibt es zwei 

Möglichkeiten um Prozessen Partitionen im Speicher zuzuweisen 

Prozesse sollen eine möglichst passgenaue Partition erhalten, damit wenig 

interne Fragmentierung entsteht. Es ist eine eigene 

Prozess-Warteschlange für jede Partition nötig. In jeder Warteschlange 

werden die ausgelagerten Prozesse abgebildet. Bei diesem Verfahren kann 

es vorkommen, dass bestimmte Partitionen nie genutzt werden 

Eine einzelne Warteschlange für alle Partitionen. So kann die Zuweisung 

der Partitionen an die Prozesse besser kontrolliert werden 



Speicherbelegungsverfahren 




Bei dynamischer Partitionierung wird der Speicher in 

zusammenhängende Partitionen unterschiedlicher Größe unterteilt 

Jeder Prozess erhält eine zusammenhängende Partition mit exakt der 

notwendigen Größe 

Durch das unvermeidliche Einlagern und Verdrängen von Prozessen 

kommt es zu externer Fragmentierung 

Eine Möglichkeit um diese Fragmentierung zu beheben ist 

Kompaktierung (Defragmentierung) 

Dieses setzt die Verschiebbarkeit von Speicherblöcken voraus 

Verweise in den Applikationen dürfen durch ein Verschieben von 

Datenblöcken nicht ungültig werden 

Die Mainframe-Betriebssysteme OS/MVT und OS/MFT von IBM 

nutzten in den 60er Jahren dynamische bzw. statische Partitionierung 



Beispiel zur dynamischen Partitionierung 



Speicherbelegungsverfahren (Dynamische Partitionierung) 

First Fit 

Sucht vom Speicheranfang nach einem passenden freien Block 

Einfachstes und schnellstes Verfahren 

Next Fit 

Sucht ab der Stelle der letzten Blockzuweisung nach einem passenden 

freien Block 

Etwas schlechter als First Fit. Zerstückelt schnell den großen Bereich 

freien Speichers am Ende des Adressraums 

Best Fit 

Sucht einen Block mit optimaler Größe 

Produziert viele Minifragmente und arbeitet am langsamsten 

Worst Fit 

Sucht den größten freien Block 

Random 

Liefert manchmal sehr gute Ergebnisse und ist schnell 



Beispiel zum Speicherbelegungsverfahren 



Buddy-Verfahren von Donald E. Knuth 

Versucht die Vorteile fester und dynamischer Partitionierung zu nutzen 

Speicher wird in Bereiche der Länge 2 K mit L ≤ K ≤ U aufgeteilt 

2 L ist der kleinste Block der zugewiesen wird 

2 U ist der größte Block der zugewiesen wird (der komplette Speicher) 

Zu Beginn gibt es nur einen Block, der den gesamten Speicher abdeckt 

Fordert ein Prozess eine Speicher an, wird zur nächsthöheren 

Zweierpotenz aufgerundet und ein entsprechender, freier Block gesucht 

Existiert noch kein Block dieser Größe, wird nach einem Block doppelter 

Größe gesucht und dieser in zwei Hälften (sogenannte Buddies) unterteilt 

Einer der beiden Blöcke wird dann dem Prozess zugewiesen 

Existiert auch kein Block doppelter Größe, wird ein Block vierfacher 

Größe gesucht, usw. . . 

Wird Speicher freigegeben, wird geprüft, ob zwei Hälften gleicher Größe 

sich wieder zu einem größeren Block zusammenfassen lassen 

Die Implementierungsvarianten von Knuth basieren darauf, dass das 

Betriebssystem für jede möglich Segmentgröße eine Frei-Liste verwaltet 



Beispiel zum Buddy-Verfahren 



Relokation 

Bei statischer Partitionierung mit eigener Prozess-Warteschlange für alle 

vorhandenen Partitionen kann davon ausgegangen werden, dass ein 

Prozess immer der gleichen Partition zugewiesen wird 

Bei gleich großen Partitionen im Hauptspeicher oder einer einzelnen 

Prozess-Warteschlange für alle vorhandenen Partitionen kann ein 

Prozess im Laufe seines Bestehens unterschiedliche Partitionen belegen 

Das gleiche gilt auch für die dynamische Partitionierung 

Darum dürfen sich in Prozessen keine festen Referenzen auf 

Speicherstellen befinden 

Es werden verschiedene Arten von Speicheradressen unterschieden: 

Logische Adressen 

Relative Adressen 

Physikalische Adressen 



Relokation: Adressen 

Logische Adresse 

Eine logische Adresse ist ein Speicherpunkt im Adressraum eines 

Prozesses 

Bevor ein Speicherzugriff erfolgen kann, muss eine logische Adresse in 

eine relative Adresse umgewandelt werden 

Relative Adresse 

Eine relative Adresse sind ein Sonderfall einer logischen Adressen 

Es ist eine logische Adresse, bezogen auf einen festen, bekannten 

Anfangspunkt. Dabei handelt es sich um den Programmanfang 

Physikalische Adresse 

Eine physikalische Adresse ist eine absolute Adresse, eine konkrete Stelle 

im Hauptspeicher 



Relokation: Adressen (2) 

Wechselt ein Prozess in den Zustand aktiv, wird das Basisregister in 

der CPU mit der Anfangsadresse des Prozesses im Hauptspeicher belegt 

Es existiert auch ein Grenzregister, dass das Ende des Prozesses 

kennzeichnet 

Bei der Prozessausführung treten u.a. an folgenden Positionen relative 

Adressen auf: 

Im Befehlsregister 

Als Befehlsadressen in Sprung- und Aufrufbefehlen 

Als Datenadressen bei Laden- und Speicherbefehlen 

Jede relative Adresse wird von der CPU um den Wert des Basisregisters 

erhöht 

Dadurch entsteht eine physische Adresse 

Die physische Adresse wird mit dem Grenzregister verglichen 

Befindet sich die Adresse innerhalb der Grenzen, wird der Befehl 

ausgeführt 

Andernfalls wird ein Interrupt an das Betriebssystem gesendet, dass dann 

auf den Fehler reagieren muss 



Relokation: Hardwareunterstützung 



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6.5.2011

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