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- Mainframes (IMB OS/390, heute IBM System z)
-Serverbetriebssysteme (Unix, Windows NT/2000/2003/XP)
-Echtzeitbetriebssysteme (VxWorks, QNX)
-PC-Betriebssysteme (Windows-Derivate,Linux)
-Embedden Systems (Steuerungssyteme)
-Handheld-Computer (Palm OS, Windows CE)
-Smartcart-Betriebssysteme

Von-Neumann-Rechner:
4 Funktionseinheiten:
-Leitwerk (Control Unit)
-Rechenwerk (Processing Unit)
-Speicher (Memory)
-Ein-/Ausgabe (Input/Output)

Das Leitwerk("Befehlsprozessor") holt die Maschinenbefehle nacheinander in den Speicher un führt sie aus.
Das Rechenwerk ("Datenprozessor"/ ALU) führt logische und arithmetische Operationen durch.
Maschinenbefehle und die zu verarbeitenden Daten liegen in einem gemeinsamen Speicher.

Heute: Zusammenfassung des Leit- und Rechenwerks zur CPU

Harvard-Rechner:
-2 getrennte Speicher, für Daten und Maschinenbefehle
-beide Speicher werden über einen getrennten Bus mit der CPU verbunden

schnelle Speicher, benötigt um Maschinenbefehle auszuführen
Maschinenbefehle schreiben ihre Operanden in Register oder lesen Operanden aus Registern.

Typen von Registern:
Integerregister, Universalregister, Gleitkommaregister, Datenregister, Segmentregister

spezielles Register:
Programm Counter: enthält Hauptspeicheradresse des nächsten auszuführenden Befehls

ein Statusregister, das für Vergleichsoperationen benutzt wird
enthält Kontrollbits

Betriebssystem, das für verschiedenste Anwendungen eingesetzt werden kann
Meist keine Realtime-Eigenschaften
Einsatzbereich: betriebliche und verwaltungstechnische Aufgabenstellungen

verfügen über mehrere vollständige CPUs
Ressourcen sind repliziert (kein Bus, nicht alle Caches)

Wichtigste Unix-Standards:
-XPG SVID
-POSIX
-SUS

Sie standardisieren Schnittstellen (Kommando- und Programmierschnittstellen)

leichtgewichtiger Kernel:
-Funktionalität wird in Anwendungsprozesse ausgelagert
-übernimmt Kommunikation zw. Client- und Serverprozessen

Clientprozesse greifen auf den Mikrokern über Service-Request-Schnittstelle zu. Der Mikrokern leitet Requests an Serverprozesse weiter und stellt Clientprozessen die Ergebnisse zu

In einem echt verteilten Betriebssystem ist der Kernel transparent auf mehrere Rechner im Netzwerk verteilt.

-wird eingesetzt um verteilte Anwendungssysteme zu realisieren
-wird im Benutzermodus betrieben
-stellt dem Anwendungsprogramm Dienste zur Kommunikation bereit

Betriebsmittel sind u. a.:
– Speicher (Hardware)
– Prozessor (Hardware)
– Gerät (Hardware)
– Datei (Software)
– Nachricht (Software)
– Prozess (Software)

Teilnehmerbetrieb:
-jeder Anwender erhält seinen eigenen Benutzerprozess sowie weitere Betriebsmittel vom Betriebssystem zugeteilt
-Anmeldung des Benutzers über Login-Dialog beim System

Teilhaberbetrieb:
-Prozesse und Betriebsmittel werden über einen Transaktionsmonitor zugeteilt
-Im Gegensatz zum Teilnehmerbetrieb kommt der Teilhaberbetrieb mit wenigen Prozessen aus, um viele Dialoganwender zu unterstützen
-Prozesse werdem vom Transaktionsmonitor verwaltet und an Benutzer verteilt -> so als hätte jeder Benutzer seinen eigenen
-ideal für dialogorientierte Programme mit vielen parallel arbeitenden Anwendern mit kurzen schnellen Transaktionen

Transaktionsmonitor:
-Dienstprogramm, oberhalb des Kernels angesiedelt
-Aufgaben: Zugangskontrolle, Verteilung von Anfragen, Optimierung der Zugriffe, Verwaltung der Ressourcen, Zuordnung von Datenbankverbindungen
-Einsatz im Teilhaberbetrieb

Application-Server:
-ähnliche Aufgaben wie ein Transaktionsmonitor
-Anstelle von Transaktionsprogrammen laufen im Application-Server Komponenten verteilter Anwendungen ab

Die Abhängigkeiten von der Hardware sind in einer Schicht gekapselt, was eine Portierung auf eine andere Hardwareplattform erleichtert.

Möglichkeit der „gleichzeitigen“ oder aber auch „quasi-gleichzeitigen“ Ausführung von Programmen in einem Betriebssystem. 

Nein, nicht unbedingt.
Multiprogramming kann auch über eine CPU realisiert werden, die nach einer vorgegebenen Strategie des Betriebssystems (Scheduling und Dispatching) auf die nebenläufigen Programme (Prozesse) aufgeteilt wird.

Die Zuordnung des Prozessors nach Zeitintervallen an die nebenläufigen Programme.

Als Embedded System bezeichnet man ein Rechner- bzw. Steuerungssystem, das in Geräten, Robotern oder Fahrzeugen eingebaut ist und dort seine Aufgaben meist unsichtbar verrichtet.
-geschlossene Systeme ->übernehmen dezidierte Aufgabe
-kleines oder kein Betriebssysten, da geringe Ressourcen
-oft Echtzeitsysteme

-bedienen „dumme“ Clientrechner (sog. Thin Clients)
-Anwendungsprogramme laufen vollständig in den Servern ab
-Clientrechner werden nur noch für die Präsentation eingesetzt

Idee hinter Terminaldiensten:
-Zentralisierung von Betriebsmitteln
-Anwender arbeitet mit gewohnter Benutzeroberfläche, Anwendungen laufen aber komplett im Server ab
-nur Bildschirmänderungen werden im Client dargestellt

-Infrastructure as a Service (IaaS) für die Bereitstellung ganzer Rechnersysteme
-Platform as a Service (PaaS) für die Bereitstellung von Entwicklungsumgebungen
-Software as a Service (SaaS) für die Bereitstellung von Anwendungssystemen

Polling:
-zyklisches Abfragen von einer/ mehrerer Ereignisquelle(n), um deren Kommunikationsbereitschaft festzustellen oder um anliegende Ereignisse oder Kommunikationswünsche abzufragen
-Nachteil: CPU muss ständig arbeiten-> beeinträchtigt Effizienz des Systems
-Vorteil: leicht zu implementieren

Interrupts:
-Betriebssystembedingungen oder asynchrone Ereignisse
  -> veranlassen Prozessor einen vordefinierten Code auszuführen, der außerhalb des normalen Programmflusses liegt
-keine ständige Abfrage, Ereignisquellen melden sich beim Auftreten eines Ereignissen

Faults sind Unterbrechungen vor der Befehsausführung wie z. B. Seitenfehler. 
Traps sind Unterbrechungen nach der Befehlsausführung, die z. B. bei einer Division durch 0 auftreten.

-synchroner, also ein vorhersehbarer und reproduzierbarer Interrupt
-Dienstaufruf an das Betriebssystem, bei dessen Ausführung in den Kernelmodus gewechselt wird
-Der Kontrollfluss wird dabei meist von einem Anwendungsprogramm an den Kernel übergeben.

-explizite Ausschalten eines Interrupts für ein bestimmtes Gerät
-erfolgt über ein Maskenregister (Interrupt Mask Register)

Für jede Interrupt-Quelle wird in dem Register ein Maskierungsbit verwaltet. Wird das Bit auf 1 gesetzt, ist der Interrupt ausgeschaltet.

-Die Prüfung, ob eine Unterbrechung ansteht, ist Teil des Befehlszyklus
-Nach Ausführung eines Maschinenbefehls wird überprüft, ob ein Interrupt-Request anliegt

-Tabelle, welche Interrupt-Vektoren enthält und an einer vordefinierten Stelle im Kernelspeicher liegt
-Der Index zur Adressierung innerhalb der Tabelle wird der CPU durch den Interrupt-Controller anhand der belegten Adressleitungen übermittelt
-Jeder Interrupt-Quelle wird ein fester Index auf diese Tabelle zugeordnet.

-Beim Interrupt-Sharing teilen sich mehrere Geräte eine Interrupt-Nummer.
-Bei Auftreten eines Interrupts muss dann ermittelt werden, welches Gerät den Interrupt tatsächlich ausgelöst hat.
-Diese Aufgabe erledigt meist das Betriebssystem.

-versteckt die Adresse der Systemroutine vor dem Anwendungsprogramm

Der Trap-Mechanismus dient dazu, dass der Aufruf eines Systemcalls von einem Anwendungsprogramm aus ermöglicht wird, ohne dass die tatsächliche Adresse der Systemroutine bekannt sein muss.

– Der aktuelle Kontext des laufenden Programms, also die Information, welche den aktuellen Status eines Prozesses beschreibt, wird gesichert. 
– Der Program Counter wird mit der Adresse der passenden Systemroutine belegt. 
– Vom Benutzermodus wird in den Kernelmodus geschaltet. – Die adressierte Systemroutine wird durchlaufen. 
– Anschließend wird wieder der alte Kontext des Prozesses hergestellt und der Program Counter mit der Adresse des Befehls nach dem Systemcall belegt.

synchroner Interrupt:
-tritt bei synchronem Ereignis (Ereignisse, die mit identischen Randbedingungen immer an der selben Stelle vorkommen) auf
-auch als Exception bezeichnet
-Ausnahmen werden von der CPU selbst ausgelöst und sind für das laufende Programm bestimmt

asynchroner Interrupt:
-nicht an laufendes Programm gebunden
-treten unabhängig vom System auf
-unterbrechen für kurze Zeit den Ablauf des laufenden Programms
- nicht vorhersehbar und können nicht ohne weiteres produziert werden
-zB: Ankunft einer Nachricht an einem Netzwerkadapter oder die Zustellung eines Plattenspeicherblocks an die CPU

-erzeugt aus einem IRQ (Interruptanforderung) eine Unterbrechung der CPU, die mit Hilfe eines passenden Programmstücks (ISR) bearbeitet werden muss

Die normale Programmausführung wird im niedrigsten Interrupt-Level, dem sog. Passive-Level, ausgeführt und ist damit durch alle anderen Interrupts unterbrechbar.

PCB = Process Control Block
->ein Eintrag in der Prozesstabelle

Informationen:
-zur Identifikation des Prozesses,
-die Information zum aktuellen Prozesszustand
-Informationen zu sonstigen Ressourcen, die dem Prozess zugeordnet sind (Dateien, offene Netzwerkverbindungen)

-nebenläufige Ausführungseinheit innerhalb eines Prozesses
-light-weight Prozesse (LWP)

Threads erhalten den vollen Zugriff auf den zugehörigen Prozessadressraum.

Prozess-Kontextwechsel:
-Unterbrechung eines aktiven Prozesses
-der Prozesskontext des unterbrochenen Prozesse wird gesichert und der Prozesskontext des neu aktivierten Prozesses in die Ablaufumgebung geladen.

Thread-Kontextwechsel( innerhalb eines laufenden P's):
-kann schneller sein als ein Prozess-Kontextwechsel, da meist die gleichen Speicherbereiche verwendet werden
-kein Austausch von Speicherbereichen notwendig, was  Betriebsystem-Overhead reduziert

User-Level-Threads laufen auf der Benutzerebene (Benutzermodus),
Kernel-LevelThreads auf der Kernelebene (Kernelmodus, Systemmodus) ab.

Ein Prozess kann mehrere Threads beherbergen. 1:n-Beziehungen, bei denen ein Prozess nahezu beliebig viele Threads enthalten kann, sind heute in Betriebssystemen üblich.

Threads stellen die eigentliche Scheduling-Einheit des Windows-Betriebssystems dar.

Nein, ein Thread wird innerhalb eines Prozesses erzeugt und ist diesem bis zur Terminierung zugeordnet.

-Threads sind leichtgewichtiger als Prozesse
-ein Thread-Kontextwechsel ist schneller als ein Prozess-KW

Implementierung auf Benutzerebene:
Vorteil: -hohe Effizienz
Nachteil: -Alle Threads eines Prozesses blockieren, wenn ein einzelner Thread blockiert

Implementierung auf der Kernelebene:
- Threads werden im Kernelmodus verwaltet
Vorteile: -Betriebssystem kann die Zuteilung der Rechenzeit über Threads gestalten und so einen Prozess nicht unnötig blockieren
              - Multiprozessorsysteme werden besser unterstützt
              - Prozess ist nicht blockiert wenn ein einzelner Thread
                blockiert ist

Nachteile: -nicht so effizient
- größere Systemabhängigkeit

4 Zustände:
1. bereit: der Prozessist zur Bearbeitung vorbereitet
2. aktiv: hat CPU
3. blockiert: wartet auf Ressourcen zum weitermachen
4. beendet: schon nicht mehr im System vorhanden

Zustandsübergänge:
– bereit → aktiv: Das Betriebssystem wählt den Prozess aus (Aktivieren) 
– aktiv→ bereit: Das Betriebssystem wählt einen anderen Prozess aus (Deaktivieren, Preemption, Vorrangunterbrechung)
– aktiv → blockiert: Der Prozess wird blockiert (z. B. wegen Warten auf Input, Betriebsmittel     wird angefordert)
– blockiert  → bereit: Der Blockierungsgrund wird aufgehoben (Betriebsmittel verfügbar)
– aktiv  beendet: Prozessbeendigung oder schwerwiegender Fehler (Terminieren des Prozesses)

Minimal Deadline First:
- Prozess mit der nächsten Zeitschranke(deadline) wird ausgewählt
  
Polled Loop:
- alle Geräte werden zyklisch abgefragt,dieses wird dann bearbeitet

Interrupt-gesteuert:
-warten auf Interrupts von Eregnisquellen und führen dann die geeignete Interrupt-Service-Routine aus

Echtzeitsysteme erfordern eine schnelle und berechenbare Reaktion auf anstehende Ereignisse

Scheduler:
Komponente im Prozessmanager, die für die Planung der Betriebsmittelzuteilung zuständig ist

Dispatcher:
Komponente, die einen tatsächlichen Prozesswechsel ausführt

Batchsysteme:
– First Come First Served (FCFS): FCFS bearbeitet die im System ankommenden Aufträge in der Reihenfolge ihres Eintreffens. 
– Shortest Job First (SJF): SJF sucht sich dagegen immer den Job bzw. Prozess aus, von dem es die kürzeste Bedienzeit erwartet.


Dialogsysteme:
-Round Robin(RR):
  -FCFS in Verbindung mit einer Zeitscheibe (Quantum)
  - alle Prozesse gleich wichtig
  - Prozess erhält Quantum, wenn abgelaufen, wird er unterbrochen; kommt in Warteschleife; ein anderer Prozess erhält die CPU
  -unterbrochener Prozess kommt wieder drann, wenn die anderen Prozesse ihr Quantum verbraucht haben
  -Leistung des Systems hängt von dauer des Quantums ab
 
-Priotity Scheduling(PS):
  -wählt Prozess mit höchster Priorität aus
  - setzt Verwaltung von Prioritäten voraus

non-preemptive, auch „run-to-completion“-Verfahren:
- Prozess darf nicht unterbrochen werden, bis er seine Aufgaben vollständig erledigt hat.
ZB: FCFS, Shortest Job First (Batchsysteme)

preemptive Scheduling:
-Prozess darf unterbrochen werden ->rechenbreite Prozesse können suspendiert werden
- setzt Strategie zur Vergabe der CPU voraus, die vom Betriebsssystem unterstützt werden muss (basiert idR auf Zeitscheibentechnik)
-geeignet für Unterstützung konkurrierender Benutzer
ZB: Roun Robin (RR), Priority Scheduling (PS)(Dialogsysteme)

– Wartezeit: Zeit, die ein Prozess auf die Ausführung warten muss, also die Summe aller Zeiträume, in denen ein Prozess warten muss.
– Bedienzeit (Servicezeit): Zeit, in der ein Prozess die CPU hält und arbeitenkann.
– Antwortzeit: Zeit, in der ein Anwender auf die Bearbeitung seines Auftragswarten muss.
– Durchsatz: Anzahl an Prozessen, die ein System in einer bestimmten Zeit bearbeiten kann.
– CPU-Auslastung: Auslastung der CPU während der Berbeitung von Prozessen in % der Gesamtkapazität.
– Durchlaufzeit = Verweilzeit: Gesamte Zeit, in der sich ein Prozess im System befindet (Servicezeiten + Wartezeiten).

-SRTF wählt den Prozess mit der kürzesten noch verbleibenden Zeit als nächstes aus -> für Dialogprozesse optimal
-Er ist kaum zu realisieren,da in Betriebssystemen keine Informationen über die verbleibende Prozesszeit
vorliegen.

Blockieren: Ein Prozess P1 belegt ein Betriebsmittel, ein zweiter Prozess P2 benötigt dasselbe Betriebsmittel ebenfalls und wird daher blockiert, bis P1 sein belegtes
Betriebsmittel freigegeben hat.
Verhungern (Starvation): Ein Prozess erhält trotz Rechenbereitschaft keine CPUZeit zugeteilt, z. B. weil ihm immer wieder Prozesse mit höherer Priorität vorgezogen
werden.
Verklemmung: Zwei oder mehrere Prozesse halten jeder für sich ein oder mehrere Betriebsmittel belegt und versuchen ein weiteres zu belegen, das aber von einem anderen Prozess belegt ist. Es liegt ein Zyklus von Abhängigkeiten vor. Kein Prozess gibt seine Betriebsmittel frei und alle Prozesse warten daher ewig. Dieser Zustand wird auch als Deadlock bezeichnet

-Codeabschnitt, der zu einer Zeit nur durch einen
Prozess bzw. Thread durchlaufen und in dieser Zeit nicht durch andere nebenläufige Prozesse bzw. Threads betreten werden darf
-darf nicht unterbrochen werden

Um Inkonsistenzen zu vermeiden, muss ein kritischer Abschnitt geschützt werden.
- durch gegenseitugen Ausschluss ->mutual exclusion
-> Prozesse die einen kritischen Abschnitt ausführen wollen, müssen warten bis dieser frei ist. ->Illusion einer Anweisungsfolge

– Mutual exclusion: Zwei oder mehr Prozesse dürfen sich nicht gleichzeitig im
gleichen kritischen Abschnitt befinden.
– Es dürfen keine Annahmen über die Abarbeitungsgeschwindigkeit und die
Anzahl der Prozesse bzw. Prozessoren gemacht werden. Der kritische Abschnitt muss unabhängig davon geschützt werden.
– Kein Prozess außerhalb eines kritischen Abschnitts darf einen anderen nebenläufigen Prozess blockieren.
– Fairness Condition: Jeder Prozess, der am Eingang eines kritischen Abschnitts wartet, muss ihn irgendwann betreten dürfen (kein ewiges Warten).

-Konzept zur Lösung des Mutual-Exclusion-Problems
auf Basis von Sperren
-Ein Semaphor verwaltet
  - Warteschlangefür die Prozesse bzw. Threads, die gerade am Eingang eines kritischen Abschnitts warten
  -Semaphorzähler
- wie viele Prozesse in den kritischen Abschnitt dürfen hängt von hängt von Initianlisierung des Semaphorzählers ab

2 Operationen:
-P() : beim Eintritt in einen kritischen Abschnitt
  -> Semaphorzähler wird um 1 reduziert (bei >0)
   bei SZ=0 -> kein Eintritt

-V() beim Verlassen des kA
   SZ wir um 1 erhöht -> weiterer Prozess kann in den kA

Unterbrechungen können zu Inkonsistenzen in der Warteschlangenbearbeitung oder im Semaphorzähler führen

Semaphor-Operationen können bei ineffizienter Implementierung Auswirkungen auf die Leistung haben
Würde die P()-Operation mit Polling realisiert, so würde ein Prozess,
der gerade am Eingang des kritischen Abschnitts wartet, den Rechnerkern
nicht freigeben, bis sein Quantum abgelaufen ist. Daher ist Polling eine schlechte
Implementierungsvariante.

Ein Deadlock kann nur eintreten, wenn folgende vier Bedingungen eintreffen:
– Mutual Exclusion für die benötigten Betriebsmittel.
– Prozesse belegen Betriebsmittel und fordern weitere an.
– Kein Entzug eines Betriebsmittels ist möglich.
– Zwei oder mehrere Prozesse warten in einer Warteschleife (circular waiting)
auf weitere Betriebsmittel.

Deadlock-Vermeidung wird durch die Aufweichung mindestens eines der Kriterien erreicht. Deadlocks lassen sich a priori aber nur schwer vermeiden, weil sonst nur jeder Prozess ohne Gefahr eines Deadlocks zum Ablauf kommen dürfte. Alle Betriebsmittel müssten im Vorfeld reserviert werden.

-Betriebsmittelbelegungsgraphen zur Erkennung und Beseitigung von Deadlocks zur Laufzeit
-Abbrechen eines Prozesses
-Entziehen des Betriebsmittels

Situationen:
- zwei oder mehr Prozesse nutzen gemeinsame Betriebsmittel 
- Endergebnisse der Nutzung hängen von der zeitlichen Reihenfolge der Operationen ab

synchron:
-Sender und/oder Empfänger blockieren, um sich abzustimmen
zB Ein Sender sendet z. B. eine Nachricht über den
Aufruf eines Dienstes (send) ab und wartet so lange, bis der Empfänger die Nachricht
über einen weiteren Dienst (receive) gelesen hat

asynchron:
-Puffer im Kommunikationssystem
-Sender kann dort Nachricht ablegen und mit Aufgaben weiter machen ohne zu blockieren

– Multicast: Hier adressiert der Sender eine definierte Gruppe von Empfängern. Eine Nachricht wird also an die gesamte Gruppe gesendet (Beziehung1:n, wobei n die Anzahl der Gruppenmitglieder ist).
– Broadcast: Bei dieser Adressierungsart sendet Nachrichten an alle möglichen Empfänger, z. B. alle Partner in einem Netzwerk (remote) oder auf einen bestimmten Rechner (lokal), (Beziehung 1:m, wobei m die Anzahl aller möglichen Partner ist).
– Anycast: Diese Art der Empfängeradressierung wendet sich auch an eine Gruppe, allerdings nimmt hier mindestens ein Empfänger, aber nicht zwangsweise alle Empfänger die Nachrichten entgegen (Beziehung 1:1...n).

nachrichtenbasierten Kommunikation

Vollduklexbetrieb: -beide Partner können gleichzeitig Nachrichten senden bidirektional

Halbduplexbetrieb: -nur einer nach dem anderen indirektional

-Datenstrom von einem Prozess zum anderen
-können gelesen werden
unindirektionaler Datenstrom
-Auslesen mit FIFO Prinzip

– Ein Prozess sollte auch dann ablaufen können, wenn er nur teilweise im Hauptspeicher ist. Wichtig ist hierbei, dass die Teile des Prozesses (Daten und Code) im physikalischen Speicher sind, die gerade benötigt werden.
– Der Speicherbedarf eines Programms sollte größer als der physikalisch vorhandene Hauptspeicher sein können.
– Ein Programmierer sollte am besten nur einen kontinuierlichen (linearen) Speicherbereich beginnend bei Adresse 0 sehen und sich nicht um die Zerstückelung (Fragmentierung) des Hauptspeichers auf mehrere Benutzer
kümmern.

Verdrängungsstrategie:
-wird verwendet um eine zu verdrängende Seite auszuwählen

Seitenfehler (page fault):
-Trap, den die MMU erzeugt
-wenn von einem Prozess eine physikal. Adresse angesprochen wird, die nicht im Hauptspeicher geladen ist
-Betr.syst. springt in den Kernelmod. (auf spezielle Interruptroutine)
->Bearbeitet Seitenfehler und versucht die seite in einen Frame zu laden

-Abrufstrategie: Einlagerung nur auf Anforderung(wenn Daten benötigt werden)

Alternative: Prepaging: Seiten werden ohne Aufruf in Hauptsp. geladen

Es müssen 10 Seitentabellen verwaltet werden, eine je Prozess.

a)
210 = 1024 je Prozess, da 10 Bit für den Index der Top-Level-Tabelle zur Verfügung stehen. Die 1024 Einträge verweisen auf 1024 Second-Level-Tabellen.

b)
212 Byte = 4096 Byte, da 12 Bit für die Größe einer virtuellen Seite zur Verfügung stehen und die Größe einer physikalischen Seite (Frame) der Größe der virtuellen Seite entspricht.

c)
232 Byte = 4 GiB, da insgesamt 32 Bit für die Adressierung zur Verfügung stehen.

Algorithmus Belady:
die Seitenrahmen für eine Ersetzung auswählen, die am spätesten von allen belegten Seitenrahmen wieder benötigt werden

unmöglich da:
-man müsste Speicherzugriffe eines Prozesses sicher vorher bestimmen
-Das Betriebssystem kann zum Zeitpunkt des Seitenfehlers
nicht wissen, wann welche Seite als nächstes verwendet wird.

großer Aufwand bei jedem Zugriff
-nach zeitlicher Nutzung sortierte Liste müsste verwaltet werden
am längsten nicht benuztes Element wäre ganz oben
-aktuell genutzte Seite müsste ganz nach unten
Daher werden Pseudo-LRU-Algorithmen implementiert
(Clock-Page/Second Chance)

Alternative:
NFU (Not Frequently Used)-Alg. in Verbindung mit Aging Alg

-verschlechterte Leistungsfähigkeit
-mehrere Hauptspeicherzugriffe erforderlich
-mit wachsendem Adressraum wächst Speicherplatz für Verwaltung der Seitentabellen

Optimierung der Speicherzugriffe durch:
-Adressumsetzpuffer (Translation Lookaside Buffers, kurz: TLB)
- invertierte Seitentabellen

jeder Prozess erhält ein sog. Working-Set( Arbeitsmenge an Frames) -> von minimal 20-50 un max. 40-345 je nach verfügbarem Hauptspeicher

TLB (Adressumsatzpuffer):
- eigener, schneller Speicher, der Tabelle darstellt -> darin sind Zuordnungen von virtuellen auf reale Adressen verwaltet
-aktuell am häufigsten benutzte Seitennr. werden in Tabelle eingetragen
-bei Adressumsetzung wird erst geprüft ob virtuelle Adr. im TLB vorhanden, wenn ja (TLB hit) kein Zugriff auf Seitentabellen nötig, da reale adresse schon von Frames ermittelt worden ist
->Ersparung des Hauptsp.zugriffs

wenn nicht (LTB miss)
klassische Adressumsetzung: über Seitentabellen(n) wird Mapping auf physikal. Adr. vorgenommen

Invertierte Seitentabelle mit Hashing:
-Suche nach Seite über Hashtabelle, Suchkriterium: virtuelle Seriennr.
-komplett im Hauptsp.

Shared Memory:
-von mehreren Prozessen gemeinsam genutzter Speicherbereich
-wird nur einmal in Hauptsp geladen
-mehrere Seitentabelleneinträge verschiedener Prozesse verweisen darauf

Nutzung:
-um Codeteile, die mehrere Prozesse benötigen, nur einmal in den Hauptspeicher zu laden ->shared Libraries
-merhreren Prozessen globale Datenbereiche zur Verfügung stellen ->Prozesskomunikation

-virtuelle Speichertechnik mit Demand Paging für Einlesen von Daten
-zur Seitenersetzung :Clock-Page-Alg.

–Er definiert ein Gerät-> macht es dem Betriebssystem bekannt, initialisiert also die Geräte-Controller beim Systemstart.
– Er stellt ein logisches Programmiermodell bereit und übersetzt es in gerätespezifische Anforderungen.
– Er dient der Pufferung von Daten auf dem Weg vom Gerät zum Hauptspeicher
und umgekehrt.
– Er übernimmt die Unterbrechungsbearbeitung für ein Gerät. In der Regel liegt im Treiber auch die passende Interrupt Service Routine (ISR) für das Gerät.
– Er dient der Koordination der nebenläufigen Zugriffe auf ein Gerät.

Bei RAID-4 werden die Datenbits wie bei RAID-5 zu Streifen zusammengefasst.
Pro Streifen wird eine Prüfsumme gebildet und auf einer eigenen Platte gespeichert.
In RAID-5-Systemen sind die Paritätsabschnitte auf alle Platten verteilt, um eine gleichmäßige Plattenauslastung zu erreichen. Ansonsten ist RAID-5 sehr ähnlich zu RAID-4.

RAID-6-Systeme sind wie RAID-5 aufgebaut, speichern aber mehr redundante Prüfdaten, so dass sogar der Ausfall von zwei Platten ohne Auswirkung bleibt.
Wenn n Festplatten für die Nutzdaten benötigt werden, ist ein RAID-6-System aus n+2 Platten aufgebaut.
RAID-6 zeichnet sich durch gute Leistung beim Lesen aus, die Schreibleistung ist allerdings schlechter als bei RAID-5.

RAID-10 vereinigt als Kombination von RAID-0 und RAID-1 die Vorteile beider Verfahren.
Es wird Striping und anschließend eine Spiegelung durchgeführt, d. h. RAID-10-Systeme sind schnell und ausfallsicher

Bei Software-RAID ist keine eigene Controller-Hardware erforderlich, da die Verwaltung
der RAID-Platten im Betriebssystem erfolgt

-Inkonsistenzen, wenn zum Ausfallzeitpunkt noch nicht alle Daten aus dem Cache auf einen persistenten Speicher geschrieben wurden

Emulation: bildet komplette Hard- und Software nach

Virtualisierung: bildet nur geringen Teil des kompletten Befehlssatz nach

-alle sensitiven Operationen müssen privilegiert sein
-> dann kann ein Hypervisor konstruiert werden

-sensitiv, aber nicht prvilegiert -> verursachen bei der Betriebssystemvirtualisierung gewisse Probleme, weil das Gastgeberbetriebssystem nicht erkennen kann, ob sie vom Anwendungsprogramm oder vom Hostbetriebssystem
abgesetzt werden.

-dient der Betriebssystemvirtualisieriung
-direkt über der Hardware als kleines Minibetriebssystem platziert
-läuft im Kernelmodus(Ring 0) oder in speziellem, privilegierten Modus

-dient der Betriebssystemvirtualisieriung
-läuft als einfaches Benutzerprogramm über Gastgebersystem
-auch Hosted-Ansatz genannt

-Technik der Betriebssystemvirtualisierung
- man verändert das Gastbetriebssystem
-Hypervisor ist ein reduziertes Betriebssystem
-Vom Gastbetriebssystem werden Hypervisor-Aufrufe über spezielle Systemaufrufe (API) an das Gastgeberbetriebssystem
abgesetzt.

- setzt reale auf physikalische Adresse um
-Über Schattentabelle ist  direkte Umsetzung einer virtuellen Adresse auf eine physikalische möglich

-künstliche Speicheranforderung des Hypervisors
-er initiiert bei den Gastbetriebssystemen Replacement-Aktivitäten

Virtual Processor Identifier (VPID):
-eindeutige Identifikation der VM, kann als Identifikationsmerkmal für Zuordnung der TLB-Einträge zu den VMs genutzt werden
-TLB muss nicht bei jedem VM-Wechsel vollständig entlehrt und neu belegt werden