MAKALAH MAIN MEMORY

BAB I

MAIN MEMORY (Memori Utama)

Tujuan:

Adapun tujuan dari pembahasan dalam makalah ini adalah sebagai berikut:

1.      Memaparkan secara detail berbagai cara untuk mengorganisasi memori perangkat keras

2.      Menjelaskan mengenai variasi teknik pengelolaan memori termasuk secara paging dan segmentasi.

1.1  Background

Seperti yang telah kita ketahui bahwa memori adalah pusat operasi dari sistem komputer modern. Memori sendiri terdiri dari susunan huruf-huruf atau bit-bit dengan jumlah besar dimana setiap huruf atau bit memiliki alamat masing-masing. Program harus dibawa dari hard drive ke dalam memori dan di tempatkan di dalam proses untuk bisa di jalankan dalam program.

Pendefinisian di atas menunjukkan bahwa kita selalu secara sederhana hanya memandang sebuah memori sebagai alamat-alamat bergerak dalam satu unit memori tanpa mengetahui bagaimana cara alamat-alamat tersebut dihasilkan atau apa fungsinya. Untuk itu pada pembahasan ini akan disajikan pembahasan mengenai berbagai teknik untuk mengelola memori. Hal ini mencakup dasar dari perangkat keras, bagaimana kaitan antara alamat memori simbolik dengan alamat fisik sebenarnya, dan cara untuk membedakan alamat fisik dan logis. Di sini juga nantinya akan terdapat kesimpulan tentang dynamically loading and linking code dan kode shared libraries.

1.1.1 Basic Hardware

Main Memory ( Memori Utama ) atau mungkin yang lebih dikenal dengan nama RAM ( Random Access Memory ) pada tingkatan perangkat keras terbentuk dari rangkaian-rangkaian terintegrasi yang berfungsi sebagai tempat penyimpanan yang akses datanya digunakan oleh CPU ( Central Processing Unit ) atau perangkat I/O. Penyimpanan data pada main memory bersifat sementara karena data tersebut akan hilang ketika listrik tidak mengalir ke sistem.

Pada perangkat keras, Main Memory dan register yang di bentuk dalam prosesor merupakan satu-satunya tempat penyimpanan yang dapat diakses CPU secara langsung. Terdapat instruksi mesin yang mengambil alamat memori sebagai argumen tetapi tidak ada yang mengambil alamat disk drive. Namun setiap perintah eksekusi dan data yang digunakan oleh perintah pasti ada di sebuah piranti penyimpan yang dapat di akses secara langsung ini. Jika data ini tidak ada di memori maka berarti data telah di pindahkan ke piranti penyimpanan tersebut sebelum CPU dapat mengoperasikannya. Register yang dibentuk dalam memori secara umum dapat diakses dalam satu putaran dari clock pada CPU, namun bisa saja memerlukan banyak putaran dari clock CPU karena tidak tidak ditemukannya data yang dibutuhkan untuk proses eksekusi sebuah perintah. Dalam kasus komputer bisa saja menjadi “mogok” karena frekuensi dari akses memori tidak dapat mentolelirnya. Hal ini memunculkan ide untuk menempatkan cache memori di antara memori utama dan register sebagai buffer memory ( Memori Penyangga ) untuk menangani perbedaan kecepatan antara main memory dan CPU. Ini menunjukkan perlindungan terhadap memori sangat diperlukan untuk memastikan sebuah operasi berjalan dengan benar.

Untuk memastikan sebuah operasi dapat berjalan dengan benar maka kita tidak boleh hanya terfokus pada beda kecepatan akses memori tetapi juga harus memastikan bahwa sistem operasi tetap terlindungi selama operasi berlangsung. Salah satu cara yang dapat diterapkan adalah dengan memastikan bahwa tiap proses akan ditempatkan pada ruang memori terpisah. Untuk itu kita harus dapat mendefinisikan alamat “sah” yang dapat di akses oleh sebuah proses dan memastikan bahwa proses tersebut hanya dapat mengakses alamat “sah” ini. Kita dapat menggunakan dua register yang disebut base dan limit untuk mendefinisikan alamat “sah” tersebut, dimana base register menentukan alamat “sah” terkecil dari memori fisik sedangkan limit register menentukan ukuran dari jangkauannya secara spesifik. Sebagai contoh, jika base register memiliki alamat 300040 dan register batas 120900, maka program secara legal dapat mengakses semua alamat dari 300040 sampai 420940 secara inklusif.

Gambar 8.1 Base and Limit Registers

1.1.2 Address Binding

Biasanya program berada di hard drive sebagai file biner yang dapat dieksekusi. Untuk dapat dieksekusi sebuah program harus di bawa ke memori dan di letakkan dalam sebuah proses. Tergantung dari pengelolaan memori yang digunakan, proses dapat berpindah antara hard drive dan memori selama proses dieksekusi. Set alamat dari instruksi dan data ke alamat-alamat memori dapat terjadi pada tiga tahap berbeda, yaitu :

1.      Saat Kompilasi ( Compile Time ), dimana jika lokasi memori ditetapkan sebagai prioritas, maka absolute code ( kode mutlak ) dapat di bangkitkan. Kode ini harus di kompilasi ulang ketika lokasi memori berubah.

2.      Saat Menunggu ( Load Time ), dimana jika lokasi memori tidak terdefinisi pada saat kompilasi maka relocatable code ( kode untuk penempatan kembali ) harus di bangkitkan.

3.      Saat Eksekusi, dimana jika proses dapat dipindahkan selama ia di eksekusi dari satu segmen memori ke segmen lainnya maka set di tunda sampai waktu pelaksanaan.

Gambar 8.2 Multistep Processing of a User Program

1.1.3. Logical Versus Physical Address Space

Sebuah alamat yang dihasilkan oleh CPU sering disebut sebagai alamat logis, dimana sebuah alamat yang dilihat sebagai unit memori yang salah satunya dimasukkan ke alamat memori register dari sebuah memori sering disebut sebagai alamat fisik. Metode pengikat alamat Compile time dan load time akan menghasilkan alamat logis dan alamat fisik yang identik, namun pada waktu eksekusi skema dari address binding ( pengikat alamat ) akan menghasilkan alamat logis dan fisik yang berbeda. Dalam hal ini, kita biasanya menyebut ke alamat logis sebagai alamat virtual sedangkan himpunan semua fisik alamat yang bersesuaian dengan alamat logis ini disebut  ruang alamat fisik. Dengan demikian, dalam skema waktu eksekusi pengikat alamat, alamat fisik dan logis menempati ruang alamat yang berbeda.

Pemetaan run-time dari virtual ke alamat fisik yang dilakukan oleh perangkat keras yang disebut unit manajemen memori ( Memory Management Unit ). Dalam skema MMU, nilai pada register relokasi ditambahkan ke setiap alamat yang dihasilkan oleh proses user pada saat itu yang dikirim ke memori. User hanya akan berurusan dengan alamat logis dan tidak akan pernah melihat alamat fisik.

Gambar 8.3 Dynamic relocation using a relocation register

Pada ilustrasi di atas, Register Dasar ( Base Register ) sekarang disebut Register Relokasi ( Relocation Register ). Nilai pada register relokasi ditambahkan ke setiap alamat yang dihasilkan oleh proses pengguna/user pada saat itu dikirim ke memori (lihat Gambar 8.3). Misalnya, jika base berada pada 14000, maka alamat lokasi 0 dari pengguna/user  adalah berpindah secara dinamis ke lokasi 14000. Sehingga akses ke lokasi alamat 346 akan dipetakan ke alamat 14346.

1.1.4 Dynamic Loading

Dalam pembahasan kita sejauh ini, seluruh program dan semua data dari sebuah proses harus berada di memori fisik untuk dapat dieksekusi. Dengan demikian ukuran sebuah proses terbatas dengan ukuran memori fisik. Untuk mendapatkan pemanfaatan ruang memori yang lebih baik, kita dapat menggunakan Dynamic Loading. Dengan Dynamic Loading, rute tidak di-load/dimuat sampai ia dibutuhkan. Semua rute akan disimpan pada disk dalam relocatable load format. Program utama akan dimuat ke memori dan dijalankan. Ketika rute memerlukan rute lain, rute awal yang dipanggil akan melihat apakah rute lain tersebut telah dimuat atau belum. Jika belum, relocatable linking loader akan dipanggil untuk memuat rute yang diinginkan ke memori dan memperbaharui tabel alamat program untuk menunjukkan perubahan ini. Kemudian kontrol akan diteruskan ke rute yang baru dimuat. Keuntungan dari Dynamic Loading adalah rute yang tidak digunakan tidak akan pernah dimuat sehingga akan menghemat penggunaan ruang memori dan mengoptimalkan kecepatan proses.

1.1.5 Dynamic Linking and Shared Libraries

Gambar 8.3 juga menunjukkan pustaka terhubung dinamis ( Dynamic Linking Libraries ). Beberapa sistem operasi hanya bisa terhubung statis, dimana sistem bahasa library diperlakukan seperti modul obyek lain dan digabungkan oleh loader ke dalam program gambar biner ( binary program image ). Konsep dari dynamic linking mirip dengan yang dynamic loading. Fitur ini biasanya digunakan dengan perpustakaan sistem, seperti perpustakaan bahasa subrutin ( language subroutine libraries ). Tanpa fasilitas ini, masing-masing program pada sebuah sistem harus menyertakan salinan perpustakaan bahasanya (atau setidaknya referensi rutin dari program) pada executable image. Persyaratan ini sangat merugikan disk space dan memori utama.

Dengan dynaimc linking, sebuah stub akan ada dalam referensi tiap-tiap image untuk library routine. Stub adalah potongan kecil dari kode yang digunakan untuk menemukan tempat memori library routine yang sesuai. Stub menggantikan tempatnya dengan alamat routine dan kemudian mengeksekusi alamat tersebut. Fitur ini dapat digunakan untuk memperbaharui versi library seperti untuk memperbaiki bug sistem. Sistem seperti ini dikenal juga dengan nama Shared Library.

1.2  Swapping

Sebuah proses harus ada di memori agar bisa dieksekusi. Namun sebuah proses dapat di keluarkan dari dalam memori  ( ditukar ) untuk sementara ke backing store dan di bawa kembali ke memori untuk kembali di eksekusi. Backing store adalah cakram cepat yang cukup besar untuk menampung salinan dari semua gambar memori untuk semua pengguna. Varian dari kebijakan swapping ini digunakan untuk penjadwalan prioritas berbasis algoritma dimana proses prioritas rendah di geser keluar sehingga proses prioritas lebih tinggi dieksekusi terlebih dahulu disebur Roll out, rol in.

Gambar 8.4 Schematic View of Swapping

Konteks waktu pertukaran pada sebuah sistem swapping sangatlah tinggi. Mari kita asumsikan bahwa proses pengguna berukuran 10 MB dan backing store senilai hard disk standar dengan transfer rate 40 MB per detik maka transfer aktual dari proses 10 MB dari atau ke memori utama mengambil

10000 KB/40000 KB per detik = 1/4 detik  atau 250 millidetik

Dengan asumsi bahwa tidak ada kepala berusaha diperlukan, dan mengasumsikan latency rata-rata dari 8 milidetik, waktu swap adalah 258 milidetik. Karena kita harus melakukan swap out dan swap in, waktu swap total sekitar 516 milidetik.

1.3  Contiguous Memory Allocation

Memori utama harus mengakomodasi baik sistem operasi dan berbagai proses pengguna. Karena itu kita perlu mengalokasikan bagian-bagian dari memori utama dengan cara yang paling efisien. Bagian ini menjelaskan salah satu metode umum, alokasi memori yang berdekatan ( contiguous memory allocation ).

Memori biasanya dibagi menjadi dua partisi dimana salah satu partisi digunakan untuk sistem operasi dan yang lain  untuk proses pengguna. Kita dapat menempatkan sistem operasi baik dalam memori rendah atau memori tinggi. Faktor utama yang mempengaruhi ini keputusan adalah lokasi dari vektor interupsi ( interrupt vector ). Karena vektor interupsi sering dalam memori rendah, programmer biasanya tempat sistem operasi memori rendah juga. Dalam tulisan ini, hanya akan membahas situasi di mana sistem operasi berada dalam memori rendah. Vektor interupsi adalah alamat memori dari sebuah interrupt handler, atau indeks dalam array yang disebut tabel vektor interupsi ( interrupt vector table ) atau tabel pengiriman ( dispatch table ). interrupt vector table berisi memori alamat dari interrupt handler. Ketika sebuah interupsi dihasilkan, prosesor menyimpan keadaan eksekusinya melalui context switch, dan mulai pelaksanaan interrupt handler pada interrupt vector. Kita biasanya ingin beberapa user proses berada di memori pada saat yang bersamaan. Oleh karena itu kita perlu mempertimbangkan bagaimana cara untuk mengalokasikan memori yang tersedia agar proses yang berada dalam antrian masukan dapat menunggu untuk dibawa ke dalam memori. Dalam alokasi memori yang berdekatan, setiap proses berada pada salah satu bagian memori yang saling bersebelahan.

1.3.1 Memory Mapping and Protection

Seperti yang telah dibahas sebelumnya, register relokasi ( relocation  register ) berisi nilai dari alamat fisik terkecil sedangkan register batas menunjukkan jangkauan alamat logis ( logical address ). Dengan adanya register relokasi dan batas, tiap alamat logis harus lebih kecil dari register batas, sedangkan MMU memetakan alamat logika secara dinamis dengan menambahkan nilai dalam register relokasi. Alamat yang dipetakan kemudian dikirim ke memori.

Gambar 8.5 Hardware support for relocation and limit registers

Ketika penjadwal CPU memilih suatu proses untuk eksekusi, dispatcher memuat register relokasi dan limit dengan nilai yang benar sebagai bagian dari context switch. Karena setiap alamat yang dihasilkan oleh CPU diperiksa terhadap register ini, kita dapat melindungi baik sistem operasi juga pengguna program dan data dari perubahan saat proses berjalan.

Skema relokasi register menyediakan cara yang efektif untuk memungkinkan ukuran sistem operasi untuk berubah secara dinamis. Fleksibilitas ini diinginkan dalam banyak situasi. Sebagai contoh, sistem operasi berisi kode dan ruang buffer untuk device driver. Jika device driver atau yang lebih disebut operating-system service, tidak sering digunakan maka ita tidak ingin menyimpan kode dan datanya di dalam memori, sehingga kita bisa menggunakan ruang ini untuk keperluan lain. Kode tersebut sering disebut transient operating system code, yang datang dan pergi sesuai kebutuhan. Dengan demikian, menggunakan kode ini akan mengubah ukuran sistem operasi selama program dieksekusi.

1.3.2 Memory Allocation

Dalam skema partisi tetap, sistem operasi menyimpan sebuah tabel yang menunjukkan bagian mana dari memori yang tersedia/dapat digunakan dan yang sibuk/sedang digunakan. Semua memori yang tersedia untuk penggunaan proses dan dianggap sebagai satu blok besar memori yang tersedia/dapat digunakan disebut hole ( lubang ). Ketika sebuah proses terjadi dan membutuhkan memori maka harus dicari sebuah lubang yang cukup besar untuk proses ini. Jika telah ditemukan maka kita hanya perlu mengalokasikan sebanyak memori diperlukan dan menjaga sisanya tersedia untuk memenuhi permintaan/proses selanjutnya. Prosedur ini adalah contoh khusus dari masalah alokasi penyimpanan data begerak ( dynamic storage allocation problem ).

Ada banyak solusi untuk permasalahan ini dan beberapa yang umum digunakan adalah :

1. First Fit, dimana alokasi hole/lubang yang digunakan adalah hole/lubang pertama yang cukup besar. Pencarian dapat dimulai dari awal set lubang atau dimana pencarian First Fit sebelumnya berakhir. Pencarian dapat dihentikan segera setelah lubang bebas yang cukup besar ditemukan.

2. Best Fit, dimana alokasi hole/lubang yang digunakan adalah hole/lubang terkecil yang cukup besar. Kita harus mencari seluruh daftar sampai daftar diperintahkan oleh tersusun sesuai ukuran. Strategi ini memproduksi sisa lubang terkecil.

3. Worst Fit, dimana alokasi hole/lubang yang digunakan adalah hole/lubang terbesar. Sekali lagi kita diharuskan untuk mencari seluruh daftar sampai daftar diperintahkan oleh tersusun sesuai ukuran.

Strategi ini menghasilkan sisa lubang terbesar, yang mungkin akan lebih berguna daripada sisa lubang yang lebih kecil dari pendekatan Best Fit. Simulasi telah menunjukkan bahwa baik first fit dan best fit lebih baik dari worst fit dalam hal menyingkat waktu dan pemanfaatan storage, tetapi dalam hal ini first fit pada umumnya lebih cepat.

Gambar 8.6 Multiple-partition allocation

1.3.3 Fragmentation

Baik First Fit maupun Best Fit akan mengalami masalah external fragmentation ( fragmentasi luar ) dalm pengalokasian memorinya. Saat proses yang dimuat dan dihapus dari memori, ruang memori bebas yang dipecah menjadi potongan-potongan kecil. External Fragmentation adalah kasus dimana ruang memori total ada untuk memenuhi permintaan, tapi letaknya tidak saling berdekatan sedangkan Internal Fragmentation adalah kasus dimana memori yang dialokasikan mungkin sedikit lebih besar dari memori yang diminta. Ini adalah perbedaan ukuran memori internal untuk partisi yang tidak digunakan.

Salah satu solusi untuk masalah fragmentasi eksternal adalah pemadatan.

Tujuannya adalah untuk mengacak isi memori sehingga dapat menempatkan semua memori bersama ke dalam satu blok besar. Jika relokasi bersifat statis dan dilakukan pada waktu perakitan atau saat pemuatan maka pemadatan tidak dapat dilakukan. Pemadatan hanya mungkin jika relokasi yang dinamis dan dilakukan pada saat waktu eksekusi. Jika alamat akan dipindahkan secara dinamis, relokasi hanya butuh menggerakan program dan data kemudian mengubah base register untuk mencerminkan alamat base baru. Ketika pemadatan dimungkinkan, kita harus menentukan nilainya. Algoritma pemadatan paling sederhana adalah dengan memindahkan semua proses menuju salah satu ujung memori dimana semua lubang bergerak ke arah lain, membentuk satu lubang besar memori yang tersedia.

Solusi lain yang memnungkinkan untuk masalah eksternal fragmentasi adalah dengan mengizinkan ruang alamat logis dari proses menjadi tidak bersebelahan, sehingga memungkinkan proses untuk dialokasikan ke memori fisik dimanapun yang terakhir tersedia. Dua teknik pelengkap untuk mencapai solusi ini adalah Paging dan Segmentasi. Kedua teknik ini juga bisa dikombinasikan

1.4  Pagging

Pagging adalah sebuah skema manajemen memori yang memungkinkan alamat fisik ruang proses menjadi tidak saling berdekatan. Pagging menghindarkan sejumlah besar masalah dari potongan memori yang terpasangan dalam berbagai ukuran ke ruang penyimpanan. Skema ini  paling sering digunakan sebelum paging menderita dari masalah ini. Proses mengalokasikan memori fisik kapan pun proses terakhir tersedia.

Gambar 8.7 Paging Hardware

1.4.1 Basic Method

Proses dimana paging akan membagi memori menjadi blok-blok berukuran tetap yang disebut frame. Sementara memori logis yang dibagi menjadi blok-blok berukuran sama disebut pages. Ketika suatu proses akan dieksekusi, halamannya ( pages ) akan dimuat ke setiap frame memori yang tersedia dari backing store. Backing store akan dibagi menjadi blok-blok berukuran tetap dan berukuran sama dengan memori frame.

Dukungan hardware untuk paging diilustrasikan pada Gambar 8.7. Setiap alamat yang dihasilkan oleh CPU dibagi menjadi dua bagian yaitu sebuah nomor halaman (p) dan offset halaman (d). Nomor halaman digunakan sebagai indeks untuk tabel halaman. Tabel halaman berisi alamat dasar/base dari setiap halaman di memori fisik. Alamat dasar ini dikombinasikan dengan offset halaman untuk menentukan alamat memori fisik yang dikirim ke unit memori. Model paging memori ditampilkan pada Gambar 8.8.

Gambar 8.8 Model paging memori

Ukuran halaman (seperti ukuran frame) didefinisikan oleh perangkat keras. Ukuran halaman biasanya terbagi 2 variasi antara 512 bytes dan 16 MB per halaman, tergantung dari arsitektur komputer. Untuk menjalankan program berukuran n halaman, dibutuhkan n frame bebas.

Sebagai contoh pada gambar 8.9 menggunakan ukuran halaman 4 byte dan memori fisik 32 byte ( 8 halaman ), kita dapat melihat bagaimana pandangan pengguna terhadap memori dapat dipetakan ke dalam memori fisik. Alamat logis 0 adalah halaman 0 dengan offset 0. Jika kika Indeks ke tabel halaman, kita menemukan bahwa halaman 0 berada dalam bingkai 5. Jadi, alamat logis 0 memetakan ke alamat fisik 20 =( ( 5 x 4 ) + 0). Alamat logis 3 ( halaman 0 dengan offset 3 ) memetakan ke alamat fisik 23 = ( ( 5 x 4 ) + 3 ). Alamat logis 4 adalah halaman 1 ber-offset 0; menurut tabel halaman, halaman 1 dipetakan ke frame 6. Jadi, alamat logis 4 memetakan ke alamat fisik 24 = ( ( 6 x 4 ) + 0 ). Alamat logis 13 memetakan ke alamat fisik 9, dan seterusnya.

Gambar 8.9 Contoh paging

1.4.2 Hardware Support

Implementasi perangkat keras dari tabel halaman dapat dilakukan dengan beberapa cara. Dalam kasus yang paling sederhana, tabel halaman diimplementasikan sebagai kumpulan dari register khusus. Register ini harus dibangun dengan logika yang sangat tinggi kecepatannya untuk membuat terjemahan alamat paging paling efisien. Setiap akses ke memori harus melalui peta paging, sehingga efisiensi adalah pertimbangan utama.

Solusi standar untuk masalah ini adalah dengan menggunakan suatu perangkat khusus yang disebut translation look-aside buffer (TLB). TLB  sangat asosiatif dan memiliki memori berkecepatan tinggi. Setiap entri dalam TLB terdiri dari dua bagian yaitu sebuah kunci (atau tag) dan nilai. Bila memori asosiatif disajikan dengan item, item tersebut dibandingkan dengan semua kunci secara bersamaan. Jika item ditemukan, nilai bidang yang sesuai dikembalikan. Namun menggunakan metode ini memerlukan biaya mahal.

Persentase perkalian yang pada nomor halaman tertentu ditemukan dalam TLB disebut rasio hit ( Hit Ratio ). Rasio hit 80-persen berarti bahwa kita menemukan nomor halaman yang diinginkan dalam TLB 80 persen dari waktu. Jika membutuhkan waktu 20 nanodetik untuk mencari TLB dan 100 nanodetik untuk mengakses memori, maka akses jika dipetakan ke memori  akan mengambil 120 nanodetik bila nomor halaman berada di TLB. Jika kita gagal untuk menemukan nomor halaman dalam TLB (20 nanodetik), maka kita harus terlebih dahulu mengakses memori untuk tabel halaman dan nomor frame (100 nanodetik) dan kemudian mengakses byte yang diinginkan di memori (100 nanodetik), dengan total 220 nanodetik. Untuk menemukan waktu akses memori efektif, kita  dapat mengukur setiap kasus  dengan probabilitasnya :

Waktu akses efektif = 0.80 x 120 + 0.20 x 220 = 140 nanodetik.

dimana dalam contoh ini, kita mengalami penurunan 40 persen dalam waktu akses memori (100-140 nanodetik ).

Untuk rasio hit 98 persen, akan didapatkan

Waktu akses efektif = 0.98 x 120 + 0.02 x 220 = 122 nanodetik

Ternyata hit rata-rata ini meningkat hanya untuk menghasilkan perlambatan 22 persen dari waktu akses.

Gambar 8.10 Paging Hardware dengan TLB

1.4.3 Protection

Satu bit dapat menentukan halaman yang akan berstatus  read-write atau read-only. Setiap referensi ke memori berjalan melalui tabel halaman untuk menemukan nomor frame yang benar. Pada saat yang sama bahwa alamat fisik sedang dihitung, bit proteksi dapat diperiksa untuk memastikan bahwa tidak ada menulis sedang dilakukan ke halaman read-only. Sebuah usaha untuk menulis ke halaman read-only menyebabkan perangkat keras terjebak ke sistem operasi ( atau pelanggaran terhadap perlindungan memori ).

Satu bit tambahan yang umumnya melekat pada setiap entri pada tabel halaman yang valid dan sedikit valid. Jika bit ini diset ke “valid,” maka halaman terkait ini akan masuk ke dalam ruang proses alamat logika dan akan dinyatakan sebagi halaman yang legal/valid. Jika bit diatur ke “tidak valid, ‘” halaman tidak akan ada di dalam ruang proses alamat logika itu. Alamat ilegal akan dijebak diproses ini dengan menggunakan bit valid-tak valid. Sistem operasi mengatur bit ini pada setiap halaman untuk mengatur izin akses ke halaman.

GAmbar 8.11 Bit Valid dan invalid pada sebuah tabel page

1.4.4 Shared Pages

Keuntungan dari paging adalah kemungkinan kode umum berbagi. Pertimbangan ini sangat penting dalam lingkungan time-sharing. Pertimbangkan sebuah sistem yang mendukung 40 pengguna, yang masing-masing mengeksekusi sebuah editor teks. Jika editor teks terdiri dari 150 KB kode dan 50 KB ruang data, kita perlu 8.000 KB untuk mendukung 40 pengguna. Jika kode adalah kode reentrant (atau kode murni), namun dapat dibagi, seperti yang ditunjukkan pada Gambar 8.13. Di sini kita melihat tiga halaman editor masing-masing 50 halaman KB dalam ukuran (ukuran halaman besar digunakan untuk menyederhanakan gambar) sedang dibagi-diantara tiga proses.Setiap proses memiliki halaman datanya sendiri.

kode reentrant adalah kode non-self-memodifikasi, tetapi tidak pernah berubah selama eksekusi. Jadi, dua atau lebih proses dapat mengeksekusi kode yang sama pada waktu yang sama.Setiap proses memiliki salinan dari register dan penyimpanan data untuk menyimpan data untuk pelaksanaan proses itu. Data untuk dua proses yang berbeda akan, tentu saja, akan berbeda.

Hanya satu salinan editor perlu disimpan dalam memori fisik. peta Setiap halaman tabel pengguna ke salinan fisik yang sama dari editor, tapi halaman data yang dipetakan ke frame yang berbeda. Jadi, untuk mendukung 40 pengguna, kita hanya perlu satu salinan dari editor (150 KB), ditambah 40 salinan 50 KB dari ruang data per pengguna. Ruang total yang dibutuhkan sekarang 2.150 KB bukan 8.000 KB-suatu penghematan yang signifikan.

program lain yang juga banyak digunakan dapat dibagi-compiler, sistem window, run-time libraries, sistem basis data, dan sebagainya. Untuk menjadi sharable, kode harus reentrant. Sifat hanya-baca kode bersama tidak boleh diserahkan kepada kebenaran kode, sistem operasi harus menegakkan properti ini.

8.12 Contoh Shared Pages

Summary

Algoritma memori-manajemen untuk sistem operasi multi program berkisar dari pendekatan single-user sistem sederhana untuk segmentasi paged. Penentu paling penting dari metode yang digunakan dalam suatu sistem tertentu adalah perangkat keras yang disediakan. Setiap alamat memori yang dihasilkan oleh CPU harus diperiksa untuk legalitas dan mungkin dipetakan ke alamat fisik. pemeriksaan tidak dapat diimplementasikan (efisien) dalam perangkat lunak. Oleh karena itu, kita dibatasi oleh perangkat keras yang tersedia.

Algoritma memori-manajemen berbagai (alokasi tambahan, paging, segmentasi, dan kombinasi dari paging dan segmentasi) berbeda dalam banyak aspek. Dalam membandingkan strategi yang berbeda-manajemen memori, kita menggunakan pertimbangan berikut :

1.      Hardware support. Sebuah base register sederhana atau sepasang base-limit register sudah memadai untuk single dan multiple-skema partisi, sedangkan paging dan segmentasi perlu tabel pemetaan untuk menentukan peta alamat.

2.      Kinerja. Sebagai algoritma memori-manajemen menjadi lebih kompleks, waktu yang dibutuhkan untuk memetakan alamat logis ke alamat fisik meningkat. Untuk sistem yang sederhana, kita hanya perlu membandingkan atau menambahkan ke alamat logis-operasi yang cepat. Paging dan segmentasi dapat lebih cepat jika tabel pemetaan. Diimplementasikan dalam register cepat. Jika tabel dalam memori, tetapi, pengguna mengakses memori dapat terdegradasi secara substansial. Sebuah TLB dapat mengurangi penurunan kinerja pada tingkat yang memadai.

3.      Fragmentasi. Sebuah sistem multi program umumnya akan melakukan lebih efisien jika memiliki tingkat yang lebih tinggi dari multiprogramming. Untuk diberikan serangkaian proses, kita dapat meningkatkan tingkat multiprogramming hanya dengan kemasan proses yang lebih ke dalam memori. Untuk menyelesaikan tugas ini, kita harus mengurangi limbah memori, atau fragmentasi. Sistem dengan alokasi unit berukuran tetap, seperti skema partisi tunggal dan paging, menderita fragmentasi internal. Sistem dengan unit alokasi berukuran variabel, seperti skema multi-partisi dan segmentasi, menderita fragmentasi eksternal.

4.      Relokasi. Salah satu solusi untuk masalah eksternal-fragmentasi adalah pemadatan.Pemadatan melibatkan pergeseran program dalam memori sedemikian rupa sehingga program ini tidak melihat perubahan. Pertimbangan ini mengharuskan alamat logis dipindahkan dinamis, pada waktu eksekusi. Jika alamat akan dipindahkan hanya pada waktu buka, kita tidak bisa penyimpanan kompak.

5.      Swapping. Swapping dapat ditambahkan ke algoritma. Pada interval yang ditentukan oleh sistem operasi, biasanya kebijakan penjadwalan ditentukan oleh CPU, proses akan disalin dari memori utama ke toko backing dan kemudian akan disalin kembali ke memori utama. Skema ini memungkinkan proses yang lebih untuk dijalankan daripada yang dapat masuk ke dalam memori pada satu waktu.

6.      Sharing. Cara lain untuk meningkatkan tingkat multiprogramming adalah untuk berbagi kode dan data antara pengguna yang berbeda. Berbagi umumnya mensyaratkan bahwa baik paging atau segmentasi digunakan, untuk menyediakan paket-paket kecil informasi (halaman atau segmen) yang bisa dibagi. Berbagi adalah sarana menjalankan banyak proses dengan jumlah terbatas memori, tetapi program bersama dan data harus dirancang secara hati-hati.

7.      Protection. Jika paging atau segmentasi disediakan, bagian-bagian yang berbeda dari sebuah program pengguna dapat dideklarasikan mengeksekusi-only, read-only, atau read-write. Pembatasan ini perlu dengan kode bersama atau data dan umumnya berguna dalam hal apapun untuk memberikan cek sederhana run-time untuk kesalahan pemrograman umum.

DAFTAR ISI

www.google.com

http://rezataftazani.students-blog.undip.ac.id/2010/09/20/chapter-8-main memory/comment-page-1/#comment-716

jpelupessy.mhs.uksw.edu/2012/12/main-memory.html