Sanal bellek

Vikipedi, özgür ansiklopedi
Atla: kullan, ara

Sanal bellek, fiziksel belleğin görünürdeki miktarını arttırarak uygulama programına (izlence) fiziksel belleğin boyutundan bağımsız ve sürekli bellek alanı sağlayan bilgisayar tekniğidir. Ana belleğin, tekerin (ikincil saklama) önbelleği (cache) gibi davranmasıyla; yani teker yüzeyini belleğin bir uzantısıymış gibi kullanmasıyla gerçekleştirilir. Ancak gerçekte, yalnızca o anda ihtiyaç duyulan veri tekerden ana belleğe aktarılıyor olabilir. Günümüzde genel amaçlı bilgisayarların işletim sistemleri çoklu ortam uygulamaları, sözcük işlemcileri, tablolama izlenceleri gibi sıradan uygulamalar için sanal bellek yöntemi kullanılmaktadır.

Sanal bellek kullanımı[değiştir | kaynağı değiştir]

1980lerin DOS’u veya 1960ların anabilgisayar işletim sistemleri gibi daha eski işletim sistemlerinde bu işlev bulunmamaktadır. Gömülü sistemlerde ve bazı özel amaçlı bilgisayar sistemlerinde hızlı ve uyumlu tepki zamanı gerektiğinden genellikle sanal bellek kullanılmaz.

Sanal bellek kullanımının iki temel gerekçesi vardır:

  • Programların konumlandırılması, belleğin programlar arasında etkin ve güvenli bir şekilde paylaşılması.
  • Sınırlı boyuta sahip ana belleğin programlama ve kullanım açısından yaratacağı güçlükleri aşmak.

Sanal Belleğin Gerçekleştirilmesi[değiştir | kaynağı değiştir]

Sanal bellek tekniğiyle, Merkezi İşlem Birimi (Central Processing Unit) bir “sanal adres (mantıksal adres)” üretir. Sanal adreslerin oluşturduğu kümeye “adres uzayı” denir. Yazılım ve donanımın birlikte çalışmasıyla bu sanal adres, ana belleğe ulaşmak için kullanılacak bir gerçek (fiziksel) adrese dönüştürülür. Bu işleme “adres dönüştürme” (memory mapping / address translation) denir. Gerçek adreslerin oluşturduğu kümeye ise “bellek uzayı” denir.

Yerleştirme[değiştir | kaynağı değiştir]

Sanal bellek, programların çalıştırılmak üzere yüklenmesinde “yerleştirme (relocation)” tekniğini kullanarak kolaylık sağlar. Yerleştirmede programın kullandığı sanal adresler, ana belleğe erişimden önce farklı gerçek adreslere yönlendirilirler. Bu işlem, programı yüklerken ana belleğin herhangi bir yerini kullanabilmemizi sağlar.

Sayfalama[değiştir | kaynağı değiştir]

Ana madde: Sayfalama

Sayfalama durgun sanal bellek sayfalarının ikincil bellekte(teker) saklanarak daha sonra ihtiyaç duyulduğunda ana belleğe yüklenmesi işlemini içerir.

Sayfa ve Sayfa Düzeni[değiştir | kaynağı değiştir]

sayfa ve sayfa düzeni

Günümüzde kullanılan sanal bellek sistemleri alanda yerellikten yararlanabilmek için programları belirli boyutlarda blok kümeleri şeklinde yerleştirirler. Bu belirli boyutlardaki blok kümeleri (öbekleri) “sayfa” olarak adlandırılır. Ana belleğin sayfalarla aynı boyutlarda bloklardan oluştuğu varsayılır. Bu varsayım “sayfa çerçevesi” (page frame) olarak nitelendirilir.

Sanal Adres Numarasının Gerçek Adres Numarasına Dönüştürülmesi[değiştir | kaynağı değiştir]

Sanal bellekte, adreslerin yapısı “sanal sayfa numarası”(virtual page number) ve “sayfa eklemesi”(page offset) olmak üzere iki kısma ayrılmıştır.

Ana bellekte kullanılan gerçek adres numarası, gerçek adresin üst bölümünü, sayfa eklemesi ise gerçek adresin alt bölümünü oluşturur. Sayfa eklemesindeki bitlerin sayısı sayfanın boyutunu belirler ve değişim göstermez. Sanal adreslerle adreslenebilen sayfa sayısı gerçek adreslerle adreslenen sayfa sayısı ile örtüşmek zorunda değildir; sanal sayfa sayısının gerçek sayfa sayısının üzerinde olması sınırsız boyuttaki bellek izlenimini yaratmada esas alınan noktadır.

Herhangi bir hatayla karşılaşılmadıkça olağan sanal adres dönüştürme işlemi şu şekilde yapılır:

if (ADÖ && önbellek) { veriyi işlemciye ilet; }
else if (!önbellek && ADÖ) { işlemciye = Ana_Bellek[ADÖ’ den gelen Gerçek Adres]; }
else { olağan dönüştürme işlemini gerçekleştir; }

Sanal = Gerçek İşlemi[değiştir | kaynağı değiştir]

MVS, z/OS ve benzeri işletim sistemlerinde bazı kısımlar sanal=gerçek biçimine (virtual=real mode )sahiptirler; yani her sanal adres gerçek bir adrese karşılık gelmektedir.Bu kısımlar:

  • Kesme düzenekleri
  • Sayfa hatası denetimi ve sayfa tabloları
  • Giriş/ çıkış kanalları (I/O channels) tarafından erişilen veri arabellekleri (data buffers)
  • Giriş /çıkışların yönetiminde genelgeçer yöntemler uygulamayıp kendi arabelleklerine sahip olan ve çevre birimleri ile doğrudan iletişim kuran izlenceler (program)

Sayfa Tablosu[değiştir | kaynağı değiştir]

Bir sayfa tablosunun ana bellekteki yerini belirtmek için, donanımda sayfa tablosunun başlangıcını işaret eden bir yazmaç (register) bulunur. Bu yazmaç “sayfa tablosu yazmacı” olarak tanımlanır.

Sanal bellekte sayfalar, belleği dizinleyen bir tablo kullanılarak yerleştirilirler. Bu yapı “sayfa tablosu (page table)” olarak adlandırılır. Bellekte tutulan sayfa tablosu sanal bellek adresinin numarasına göre dizinlenmiştir ve ona karşılık gelen gerçek sayfa numarasını içerir. Her program, sanal adres uzayını, ana bellekteki bellek uzayına dönüştüren kendine ait bir sayfa tablosuna sahiptir. Sayfa tablosu, ana bellekte mevcut olmayan sayfaların kayıtlarını da tutabilir. Her sayfa tablosunda geçerli bit (1 veya 0 ) tutulur. Eğer bu bit mantıksal sıfıra eşit ise sayfa ana bellekte mevcut değil demektir ve “sayfa hatası (page fault)” oluşur. Eğer bit mantıksal bire işaret ediyorsa sayfa ana bellekte mevcut ve geçerli bir fiziksel adrese sahip demektir.

Sayfa tablosu, karşılık gelen gerçek adresi elde etmek üzere sanal sayfa numarası ile dizinlenmiştir. Sayfa tablosu yazmacı sayfa tablosunun başlangıç adresini gösterir. Her kaydın geçerli biti adres dönüşümünün ve adresinin geçerliliğini gösterir. Eğer bu bit mantıksal sıfıra işaret ediyorsa sayfa bellekte mevcut değildir. Fazladan bitler ek bilgi saklamak veya güvenlik için kullanılabilir.

Tablonun boyutunu ve kullanılan ana bellek miktarını azaltmak için yöntemler[değiştir | kaynağı değiştir]

  1. Sayfa tablosunun boyutlarını sınırlayan bir sınır kaydı tutmak. Eğer sanal sayfa numarası sınır kaydının sınırını aşarsa kayıtlar sayfa tablosuna eklenmelidir. Bu teknik, bir işlem daha fazla alana ihtiyaç duyduğunda sayfa tablosuna büyüme yeteneği kazandırır. Sonuç olarak sanal adres uzayı yalnızca ihtiyaç duyulduğunda büyük tutulacaktır.
  2. Bölmelere ayırmak: Çoğu dil iki boyutları büyüyebilen iki ayrı alan gerektirdiği için tek boyutta büyümenin yetersiz olduğu durumlarda sayfa tablosu ikiye bölünür. İki ayrı sayfanın farklı sınırlara sahip olması desteklenir. İki sayfa tablosu kullanımı adres uzayını da ikiye parçaya (segment) böler. Sınır kaydı her iki parça için de tutulur. MIPS mimarisi de bu tekniği desteklemektedir.
  3. Sanal adrese bir hesaba dayalı adresleme (hashing) işlevi eklenerek sayfa tablosu veri yapısının sadece gerçek sayfa sayısı kadar boyutta olması sağlanabilir. Bu yapıya ters çevrilmiş sayfa tablosu adı verilir.
  4. Birden fazla seviyeli sayfa tablosu kullanılabilir.
  5. Sayfa tabloları kullanımı için gerekli ana bellek miktarının azaltılması sayfa tablolarının tekrar sayfalanması ile sağlanabilir.

Sayfa Hatası[değiştir | kaynağı değiştir]

Eğer başvurulan veri o anda ana bellekte bulunamıyorsa sayfa ana bellekte mevcut değil demektir ve “sayfa hatası (page fault)” oluşur. Sayfa hatası çok yüksek bulamama gecikmesine neden olur. Sanal bellek sistemleri tasarlanırken bu durumun yaratacağı yükü engellemek için bazı önlemler alınabilir.

  • Sayfalar yüksek erişim zamanını karşılayacak kadar büyük olmalıdır.
  • Sayfa hatası denetimi sağlanmalıdır.
  • Oluşan hatalar donanım yerine yazılımla çözülebilir.
  • Tümüne yazma (write-through) yöntemi çok masraflı olduğu için geri yazma(write-back) metodu kullanılır.

Sayfa Hatası Denetimi (Paging Supervisor) ve Sayfa Değişimi (Takas)[değiştir | kaynağı değiştir]

Sayfa hatası meydana geldiğinde, yönetim işletim sistemine bırakılır. Bu devir kural dışı durum (hata) işleyişi (exception mechanism) ile gerçekleştirilir. Yönetim işletim sistemine geçtiğinde, sayfayı bir sonraki sıradüzende (genelde teker) bulmalı ve istenen sayfayı ana bellekte nereye koyacağına karar vermelidir. Sanal adres tek başına sayfanın tekerin neresinde olduğunu belirtmek için yeterli olmadığından, sanal adres uzayında bulunan her sayfanın tekerde izini sürmek gerekir. İşletim sistemi bu işlem için her sanal sayfanın tekerde nerede saklandığını kaydeden veri yapıları yaratır. Bu veri yapısı sayfa tablosunda veya ayrı bir tabloda tutulabilir. İşletim sistemi aynı zamanda her gerçek sayfanın hangi uygulamalar ve hangi sanal sayfalar tarafından kullanıldığını takip etmek üzere ayrı bir veri yapısı daha oluşturur. Ana bellekteki tüm sayfalar kullanımdayken sayfa hatası oluşması durumunda, işletim sistemi bir sayfayı değiştirmek(takas yapmak) üzere seçmelidir. Sayfa hatalarının en aza indirilmesi amaçlandığından çoğu işletim sistemi yakın bir zamanda kullanılmayacağını varsaydığı bir sayfayı seçer. İşletim sistemlerin bu varsayımları geçmiş durum değerlendirmelerine dayanarak gelecek durumun tahmin edilmesine dayanır. Bu tahminlerde kullanılan algoritmaların başında en uzun zamandır kullanılmayanla değiştirme (least recently used (LRU)) gelir. İşletim sistemi en uzun zamandır kullanılmayan sayfanın daha yakın bir zamanda kullanılan sayfadan daha az gerekli olduğu varsayımı yaparak uzun zamandır kullanılmayan sayfayı istenen sayfayla değiştirmek üzere seçer.

En uzun zamandır kullanılmayan yönteminin kusursuz ve eksiksiz olarak uygulanması veri yapısının her bellek başvurusunda güncellenmesini gerektireceğinden oldukça masraflıdır. Bunun yerine birçok işletim sisteminde hangi sayfaların yakın zamanda kullanılıp hangilerinin kullanılmadığına dair iz sürülür. İşletim sisteminin yükünü hafifletmek için donanımda başvuru biti (reference/use bit) tutulabilir. Bu bit sayfanın her kullanımında kurulur. İşletim sistemi belirli aralıklarla bu bitleri temizler ve hangi sayfaların kullanılıp kullanılmadığı bilgisinin kaydını tutar. Bu bilgi ışığında, işletim sistemi bir sayfa değiştireceği zaman en uzun zamandır kullanılmayan; yani başvuru bitleri mantıksal sıfıra eşit olan sayfalar arasından bir seçim yapar.

Değiştirme (Takas) İçin Kullanılabilecek Diğer Algoritmalar[değiştir | kaynağı değiştir]
  • İlk Giren İlk Çıkar: Değiştirilmek üzere seçilen sayfa bellekte en uzun zamandır tutulan; belleğe diğerlerinden önce yüklenen sayfadır.
  • Son Giren İlk Çıkar: Değiştirilmek üzere seçilen sayfa bellekte en kısa zamandır tutulan; belleğe en yakın zamanda yüklenen sayfadır.
  • En Az Sıklıkta Kullanılan: Değiştirilmek üzere seçilen sayfa o an için bellekte en az sıklıkta kullanıldığı belirlenen sayfadır.
  • En Uygun: Değiştirilmek üzere seçilen sayfa uzun bir süre kullanılmayacak olan sayfadır. Bu sayfanın belirlenmesi için algoritmanın gelecekteki başvuru (istek) durumları hakkında bilgi sahibi olması gerekmektedir ki genellikle bu bilgi mevcut değildir.

Kalıcı ve Yerleşik Sayfalar[değiştir | kaynağı değiştir]

Tüm sanal bellek sistemleri hareketsiz kılınmış; yani burada bulunan sayfaların sayfa değişimi için seçilip ikincil belleğe gönderilemeyeceği alanlara sahiptir.

  • Kesme düzenekleri genellikle çeşitli kesmeleri(örneğin giriş/çıkış tamamlanmaları, zamanlayıcı, izlence (program) hataları, sayfa hataları vb.) işleyen bir dizi göstergelere (pointer) dayanırlar. Kesmelerin sayfa değişimi olmadan işlenmesi kullanışlıdır.
  • Genellikle sayfa tabloları sayfalanmaz. (bazı özel yöntemler hariç)
  • Merkezi işlem biriminin dışından ulaşılan veri arabellekleri (data buffers) (doğrudan erişimli bellek(direct memory Access) ve giriş/çıkış kanalları (I/O channels) gibi.) Genellikle bu aygıtlar ve bağlandıkları yollar sanal adresler yerine doğrudan fiziksel adresler kullanırlar.
  • İşlemleri zamanlamaya bağımlı ve sayfalamanın yol açacağı tepki süresi değişimine izin veremeyecek kadar katı olan çekirdek (kernel) veya uygulama alanları hareketsiz kılınmıştır.

Yazmalar[değiştir | kaynağı değiştir]

Bir sanal bellek sisteminde, bir sonraki sıradüzene tümüne yazmanın(write-through) yaratacağı gecikme çok büyük olduğundan bunu karşılamak bir ara bellekle sağlanamaz. Bunun yerine, geri yazma (write-back) yöntemi kullanılır. Bellekte sadece bir sayfa yenisiyle değiştirildiğinde sadece o sayfa kopyalanır. Burada kullanılan teknik bir alt seviyedeki sıradüzene yazma tekniğine geri kopyalama(copy back) benzerdir.

İkincil bellekten (teker) aktarma zamanı, ikincil belleğe ulaşım zamanına göre çok daha kısa olduğundan kopyalamanın tek bir öbek yerine tüm bir sayfa için yapılması daha etkin bir çözüm oluşturmaktadır. Geri yazma yöntemi bu konu göz önünde bulundurularak tasarlanmalıdır. Değiştirmek üzere seçilen sayfanın geri kopyalanması gerekip gerekmediği denetlenerek yazmanın bu bilgiye göre yapılması verimliliği daha da arttıracaktır. Bir sayfanın bellekte okunduktan sonra değiştirilip değiştirilmediğinin izi sayfa tablosuna eklenen bir bit sayesinde sürülebilir. Bu bite kirli bit (dirty bit) adı verilir. Sayfa ilk yazıldığında bu bit kurulur. İşletim sistemi sayfayı değiştirmek üzere seçtiğinde kirli bit sayfanın yerine yenisi getirilmeden önce yazılması gerekip gerekmediğini gösterir.

Adres Dönüştürme İşleminin Hızlandırılması[değiştir | kaynağı değiştir]

Adres Dönüştürme Önbelleği (ADÖ) (Translation Lookaside Buffer (TLB))[değiştir | kaynağı değiştir]

Adres Dönüştürme Önbelleği (ADÖ) (Translation Lookaside Buffer (TLB)) sayfa tablosu satırlarını tutar ve adres dönüşümlerinin izini sürer.

Programın belleğe ulaşması önce fiziksel adrese ve daha sonra veriye ulaşmasıyla mümkündür. Bu yüzden başarımın arttırılmasında alanda yerellik özelliğinden yararlanılır. Sanal bir sayfanın adresi dönüştürüldüğünde sayfadaki öbeklere ulaşımın tekrarı ve dolayısıyla o dönüşümün yakın bir zamanda tekrar kullanılma ihtimali yüksektir. Günümüz makineleri yakın zamanda kullanılan sayfa tablosu satırlarını tutan ve adres dönüşümlerinin izini süren bir önbelleğe (cache) sahiptir. Bu özel yapıya Adres Dönüştürme Önbelleği (ADÖ) (Translation Lookaside Buffer (TLB)) adı verilir.

Adres Dönüştürme Önbelleği (ADÖ) (Translation Lookaside Buffer (TLB)) kullanılarak adres dönüşümü

Adres Dönüştürme Önbelleği sadece sayfa tablosu eşleştirmelerini tutan bir önbellektir. Sayfa bulma olayı ((vuruş) (hit)) gerçekleştiğinde gerçek adres numarası adresin yapılandırılması için kullanılır ve karşılık gelen bit mantıksal bire işaret eder. Eğer ADÖ’ de bir sayfa bulamama olayı ((ıska)(miss)) gerçekleşirse bunun nedeninin bir sayfa hatası mı yoksa sadece ADÖ’ den kaynaklanan bir sayfa bulamama (miss) mı olduğuna karar verilmelidir. Eğer sayfa bellekte mevcut ise sorunun ADÖ’ de bir dönüştürme hatasından ve eksikliğinden kaynaklandığı anlaşılır. Bu durumda işlemci sayfa tablosundaki adres dönüşümlerini Adres Dönüştürme Önbelleğine baştan yükleyerek, başvuruyu (reference) tekrar eder. ADÖ sayfa bulamama durumu donanımla veya yazılım kullanılarak halledilebilir. Eğer sayfa bellekte mevcut değil ise gerçek bir sayfa hatası (page fault) söz konusudur. Bu durumda işlemci, işletim sistemini kural dışı durum (exception) ile uyarır.

Adres Dönüştürme Önbelleği (ADÖ) sayfa tablosunda gerçek adreslere eşlenen kayıtları tutan bir önbellek işlevi görür.

Eşzamanlı ADÖ ve Önbellek Erişimi[değiştir | kaynağı değiştir]

Adres Dönüştürme Önbelleği (ADÖ), diğer sıradan önbellekler gibi tam ilişkili, kümeli ilişkili ya da doğrudan eşlemeli olarak tasarlanabilir.

Adres Dönüştürme Önbellekleri çoğunlukla küçüktür, satır sayısı çok hızlı bilgisayarlarda bile 128-256’yı geçmediğinden bu önbelleklerde karmaşık olan tam ilişkili aramanın masrafı fazla değildir. Çoğu orta düzey işlemcide küçük n yollu kümeli ilişkili düzen kullanılır. ADÖ kullanan bilgisayarlar önbellek erişimi için gereken çevrim sayısını azaltmak için önbellek erişimini ADÖ erişimi ile koşut olarak (aynı anda, eşzamanlı) yapar. Bu yöntem ile sanal adreslerin sayfa numaraları ADÖ’ de arama işlemi için kullanılırken sayfa eklemesi kısmı önbellek erişiminde dizin olarak görev yapar.


Eşzamanlı Önbellek ve ADÖ Erişimi


Eşzamanlı ADÖ ve Önbellek Erişiminin Sorunları[değiştir | kaynağı değiştir]

Eş zamanlı erişim ancak önbelleğe dizin olarak gönderilen bitler sanal adres dönüştürmesi sırasında değişmezse işe yarar. Bu durum küçük önbellekler, büyük sayfa boyutları ya da yüksek n yollu kümeli ilişkili önbellekler kullanma gereksinimini doğurur.

Sanal Bellek, Adres Dönüştürme Önbelleği (ADÖ) ve Önbellek[değiştir | kaynağı değiştir]

En iyi koşullarda bir sanal adres ADÖ tarafından dönüştürülerek önbelleğe yollanır ve ilgili veri bulunur, getirilir ve daha sonra işlemciye geri gönderilir. En kötü durumda ise başvuru (reference) sıradüzendeki bu üç yapıda da; yani ADÖ, sayfa tablosu ve önbellekte bulunamaz.

MIPS R2000 Adres Dönüştürme ÖnBelleği (ADÖ)[değiştir | kaynağı değiştir]

DECStation3100 Adres Dönüştürme Önbelleği (ADÖ) ve önbelleğinde (cache) gerçekleştirilen okuma/yazma işleminin adımları


DECStation 3100’de kullanılan MIPS R2000 her ne kadar basit bir uygulamaya sahip olsa da özyapısı günümüz adres dönüştürme belleklerininkine çok benzerdir. Bellek sistemi 4-KB sayfalar ve 32-bitlik adres uzayına sahiptir. Dolayısıyla, sanal sayfa numaraları 20 bit uzunluktadır. Sanal adres ile gerçek adres aynı boyutlara sahiptir. Adres dönüştürme önbelleği (ADÖ) 64 kayıt tutabilir ve tam eşlemelidir. ADÖ buyruk ve veri başvuruları tarafından paylaşılır. Her kayıt 64 bit genişliğindedir ve 20 bitlik etikete sahiptir ki bu etiket kaydın ADÖ’ de tutulan sanal sayfa numarasıdır. Sanal sayfa numarasına karşılık gelen gerçek sayfa numarası da 20 bit uzunluğundadır ve geçerli bit, kirli bit gibi sayman bitlerine yer verir.

Bir ADÖ sayma bulamama durumu meydana geldiğinde, MIPS donanımı başvurunun sayfa numarasını özel bir yazmaca kaydeder ve kural dışı durum (exception) üretir. Kural dışı durum işletim sistemini uyararak sorunun yazılım katmanında halledilmesini sağlar. Bulunamayan sayfanın gerçek adresini bulmak için ADÖ sayfa tablosunu sanal adres numarası ve yürürlükte olan sayfa tablosunun başlangıç adresini tutan yazmaç yardımıyla dizinler. Bir takım buyruk kümesi ile adres dönüştürme önbelleği güncellenir. İşletim sistemi sayfa tablosundaki eşlenen gerçek adresleri adres dönüştürme önbelleğine yerleştirir. Eğer geçersiz bir gerçek adresle karşılaşılmışsa hata oluşur. Bir ADÖ’ de sayfa bulamama durumu en az 10, ortalama olarak da 16 çevrimlik bir gecikmeye neden olur. Donanım değiştirilmek sayfa için bir önerme dizini tutar ve bu dizinden rasgele bir kayıt seçilir.

ADÖ’ de koruma (protection) sağlanması için yazma erişiminin denetimini sağlayan bir bit mevcuttur. Bu özellik, salt okunur sayfaların üzerine yazmayı engeller böyle bir istekle karşılaşıldığında da bir hata üretir.

Çağdaş İşlemcilerde Karmaşık Bellek Sistemleri[değiştir | kaynağı değiştir]

Çağdaş işlemciler111.jpg

Sanal Bellek Tasarımında Temel Sorunlar[değiştir | kaynağı değiştir]

Sanal bellek tasarımında göz önünde bulundurulması gereken temel noktalar:

  • İkincil bellekten ana belleğe aktarılacak olan bilgi öbeklerinin boyutunun belirlenmesi
  • Ana bellekteki tüm sayfalar kullanımdayken sayfa hatası oluşması durumunda, işletim sisteminin bir sayfayı değiştirmek(takas yapmak) üzere seçmesi yöntemi
  • Belleğin hangi bölgesinin yeni sayfayı tutacağının belirlenmesi (konumlandırma yöntemi)
  • İstek üzerine yükleme yöntemi

Tarihçe[değiştir | kaynağı değiştir]

Sanal belleğin geliştirilmesinden önceki dönemlerde (1940 ve 50’ler) büyükçe izlenceler (program), iki seviyeli saklamayı gerçekleştirebilmek için üstyazım (overlaying) yöntemleri gibi mantıksal çıkarımlara ihtiyaç duymaktaydı. İzlenceler üst ek sayfaları (overlay) birincil ve ikincil bellek arasında taşımakla görevliydi.

Sanal belleği bilişim dünyasına tanıtmanın temel gerekçesi birincil belleği genişletmek değil bu genişlemeleri yazılımcılar tarafından kolay kullanılabilir hale getirmekti.

Birçok sistem sanal bellek kullanımından önce de belleğin birden çok izlence arasında paylaşımını sağlayabilecek yeteneğe sahipti. PDP-10 ‘un ilk modellerinde görülen taban ve sınır yazmaçlarını ( base and bounds registers) bu duruma örnek olarak gösterebiliriz. Bu yöntem her bir uygulamaya 0’dan başlayan özel bir adres uzayı ve bunun yanında adresin bellekte uygulama için ayrılan kısmında olup olmadığını denetleyen bir sınır yazmacının kullanımını içerir. Eğer yazmaç adresin ilgili kısma ait olduğunu onaylarsa, karşılık gelen taban yazmacı içeriğini de ana bellekteki adresi göstermek üzere işleme dâhil eder. Bu sanal bellek kullanılmadan bölümlere ayırmanın (segmentation) basit bir biçimidir.

Fritz Rudolf Güntsch (1992)

Sanal bellek 1952-1962 yılları arasında Manchester Üniversitesi’nde Atlas Bilgisayar için geliştirilmiş ve 1962 yılında tamamlanmıştır. Ancak Almanya’nın öncü bilgisayar bilimcilerinden ve Telefunken TR440 anabilgisayarının geliştiricisi olan Fritz-Rudolf Güntsch sanal bellek kavramını 1957 yılında doktora tezinde ((Logischer Entwurf eines digitalen Rechengerätes mit mehreren asynchron laufenden Trommeln und automatischem Schnellspeicherbetrieb (Sayısal çoklu zamanuyumsuz tambura(bazı tip makineli tüfeklerde ve tepkisiz toplarda, içerisine mermi konulan silindir şeklindeki şarjör) saklama ve özdevimli hızlı bellek biçimli bilgisayar düzeni mantık kavramı)( Logic Concept of a Digital Computing Device with Multiple Asynchronous Drum Storage and Automatic Fast Memory Mode ) ) kendisinin yarattığını iddia etmiştir.

1961’de Burroughs, sanal belleğe sahip ilk ticari bilgisayarı olan B5000’i piyasaya sürdü. Sistem sayfalama (paging) yerine bölümlere ayırma (segmentation) kullanmaktaydı.

Bilgisayar bilimi tarihindeki birçok teknoloji gibi sanal belleğin benimsenmesi de birçok güçlüklerle karşılaştı. Anabilgisayarların işletim sistemlerinde uygulanmasından önce karşılaşılan birçok sorunla baş etmek için çeşitli modeller, deneyler ve kuramların geliştirilmesi gerekti. Devingen adres dönüşümleri özelleştirilmiş, pahalı ve kurulumu zor donanımı ve belleğe erişimi kısmen yavaşlatması en büyük sorunlarıydı. Ayrıca tüm sistemi kapsayan uygulama ve algoritmaların ikincil belleği kullanmasındaki etkinliği düşüreceğine dair endişeler bulunmaktaydı.

1969’a gelindiğinde sanal belleğin ticari bilgisayarlarda kullanımına dair tartışmalar da sona ermişti. David Sayre’nin liderliğindeki bir IBM araştırma grubu sanal belleğin diğer sistemlerden çok daha iyi çalıştığını ortaya koydu.

Sanal belleği tanıtan ilk minibilgisayar(minicomputer) Norveç üretimi NORD-1 oldu.1970ler boyunca, VAX modelleri başta olmak üzere başka minibilgisayarlar da sanal belleği uygulamaya koydu.

Sanal bellek X86 mimarisine Intel’in I286 (80286) işlemcisinin güvenli biçimi (protected mode) ile tanıtıldı. Önceleri bölüm takası (segment swapping) ile gerçekleştirildi ancak büyük bölümlerde (segment) sorun yaratıyordu. Intel 80386 mevcut bölmelere ayırma katmanının altında işleyen sayfalama(paging) yöntemini tanıttı. Artık sayfa hatası (page fault) diğer kural dışı durumlarla (exception) birlikte değerlendirilebilmekteydi.

Kaynaklar[değiştir | kaynağı değiştir]

  • John L. Hennessy, David A. Patterson, Computer Architecture, A Quantitative Approach (ISBN 1-55860-724-2)

Dış bağlantılar[değiştir | kaynağı değiştir]