INF-OS - Betriebssysteme und Hardware — Informatik · Matura-Zusammenfassung

Von-Neumann-Architektur und Speicherhierarchie#

BasisINF-OS-4.1

Fast jeder heutige Computer folgt einem Bauplan von 1945: der Von-Neumann-Architektur. Ihre revolutionäre Idee war, Programm und Daten im selben Hauptspeicher abzulegen - dadurch kann ein Rechner seine eigenen Befehle wie Daten behandeln und ist universell programmierbar ().

Von-Neumann-Architektur

Abb. 1Programme und Daten teilen sich denselben Speicher; CPU mit Steuer- und Rechenwerk.

Vier Bausteine arbeiten zusammen: die CPU (mit Steuerwerk für die Befehlssteuerung, Rechenwerk/ALU für Berechnungen und schnellen Registern), der Hauptspeicher (RAM), die Ein-/Ausgabe und der verbindende Systembus - ein logischer Datenpfad aus Daten-, Adress- und Steuerleitungen, kein einzelnes Kabel.

Die CPU arbeitet jeden Befehl im Fetch-Decode-Execute-Zyklus ab: Das Steuerwerk holt den nächsten Befehl aus dem Speicher (Fetch, Adresse im Befehlszähler), dekodiert ihn, führt ihn im Rechenwerk aus (Execute) und schreibt das Ergebnis zurück. Diese Schleife wiederholt sich milliardenfach pro Sekunde (siehe Beispiel).

Weil Befehle und Daten über denselben Bus laufen, entsteht der Von-Neumann-Flaschenhals: CPU und Speicher konkurrieren um den Bus. Die Harvard-Architektur trennt deshalb Programm- und Datenspeicher (mit eigenen Bussen) - üblich in Mikrocontrollern und intern in den CPU-Caches.

Da schneller Speicher teuer ist, ordnet man Speicher in einer Hierarchie: Register (Bruchteile von ns, wenige Byte) → L1/L2/L3-Cache → RAM (ns, GB) → SSD/HDD (μs-ms, TB) → Cloud-Storage. Je weiter unten, desto größer und billiger, aber langsamer; Caches verbergen die Latenz des langsameren Speichers, indem sie häufig genutzte Daten nah an der CPU halten.

Häufige Fehler: Cache mit RAM gleichsetzen (der Cache ist kleiner, schneller und näher an der CPU), den Bus als physisches Kabel statt als logischen Datenpfad beschreiben, oder Harvard und Von-Neumann verwechseln. In der Prüfung den Zyklus stets an einem konkreten Befehl durchspielen.

Musterbeispiel

Fetch-Decode-Execute für MOV R1, [1000]

Verfolge die Abarbeitung des Befehls `MOV R1, [1000]` (lade den Inhalt der Speicheradresse 1000 in Register R1) durch den Von-Neumann-Zyklus.

Fetch
Das Steuerwerk liest den Befehl von der Adresse im Befehlszähler (PC) über den Systembus aus dem RAM in das Befehlsregister; der PC wird erhöht.
Decode
Das Steuerwerk dekodiert den Opcode (MOV) und erkennt: Quelle = Speicheradresse 1000, Ziel = Register R1.
Execute - Operand holen
Die Adresse 1000 wird über den Adressbus an den Speicher gelegt; der Speicher liefert den Wert über den Datenbus zurück.
Write-back
Der gelesene Wert wird in Register R1 abgelegt.
Nächster Zyklus
Der Ablauf beginnt mit dem nun erhöhten PC von vorne.

Ergebnis: Beteiligt sind Steuerwerk, Register (PC, Befehlsregister, R1), Hauptspeicher und der Systembus - bei einem reinen Ladebefehl arbeitet das Rechenwerk (ALU) nicht mit, bei `ADD` hingegen schon.

Schritt-für-Schritt Erklärung3 Schritte

1
Von Neumann hat ein Modell entworfen, das bis heute gilt: CPU + Speicher + I/O über einen gemeinsamen Bus.
Von-Neumann-Architektur
Abb.Programme und Daten teilen sich denselben Speicher; CPU mit Steuer- und Rechenwerk.
2
Der Fetch-Decode-Execute-Zyklus ist die Schleife, die jeder Computer ausführt - millionenfach pro Sekunde.
3
Caches verbergen die Latenz des Hauptspeichers - moderne CPUs haben drei Cache-Ebenen.

SRDP-Aufgaben

SelbsttestAus der Fragenbank7 Punkte

Aufgabenstellung

Erkläre die Von-Neumann-Architektur. Welche Komponenten sind beteiligt und wie funktioniert der Fetch-Decode-Execute-Zyklus?

Deine Antwortwird nicht automatisch bewertet

Typische Fehler

Cache mit RAM verwechselt.
Bus als physisches Kabel statt logischer Datenpfad beschrieben.
Harvard und Von-Neumann gleichgesetzt.

Aktive Wiederholung

Erkläre den Fetch-Decode-Execute-Zyklus an einem Beispiel-Befehl `MOV R1, [1000]`. Welche Komponenten sind beteiligt?

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Erinnere dich an die Kernpunkte — dann aufdecken.

Quellen: Tanenbaum: Structured Computer Organization, 6. Auflage (Pearson)

Prozesse, Threads und Scheduling#

StandardINF-OS-2.1INF-OS-2.2

CPU-Burst-Verteilung typischer Prozesse

Abb. 3Viele kurze, wenige lange CPU-Bursts (Long-Tail-Verteilung) - relevant für SJF-Scheduling, das den kürzesten nächsten Burst bevorzugt. Hervorgehoben: die häufigste Klasse (< 5 ms).

Ein Betriebssystem muss viele Programme „gleichzeitig" laufen lassen, obwohl ein CPU-Kern zu jedem Zeitpunkt nur eines ausführt. Die Lösung ist schnelles Umschalten zwischen Prozessen, gesteuert vom Scheduler.

Ein Prozess ist ein Programm in Ausführung mit eigenem, isoliertem Adressraum; ein Thread ist ein Ausführungsfaden innerhalb eines Prozesses, und mehrere Threads teilen sich dessen Speicher. Daher sind Threads leichtgewichtig und nutzen Mehrkern-CPUs gut aus (z. B. Browser-Tabs als Prozesse, parallele Downloads als Threads), brauchen aber Synchronisation (Mutex, Semaphor).

Ein Prozess durchläuft definierte Zustände (): neu → bereit (wartet auf die CPU) → laufend (rechnet) → ggf. wartend (blockiert bei I/O) → zurück nach bereit → beendet. Die Übergänge steuern der Scheduler (dispatch, Timeout) und I/O-Ereignisse.

Prozesszustände

Abb. 2Der Scheduler bewegt Prozesse zwischen bereit und laufend; ein Timeout schickt einen laufenden Prozess zurück nach bereit.

Der Scheduler wählt nach einer Strategie den nächsten Prozess: FCFS (First-Come-First-Served - einfach, aber Convoy-Effekt: lange Jobs blockieren kurze), SJF (Shortest Job First - minimiert die mittlere Wartezeit, braucht aber die Burst-Länge im Voraus), Round Robin (Zeitscheiben - fair, mit Context-Switch-Overhead), Priority und Multi-Level-Feedback. Beurteilt wird nach Antwortzeit, Wartezeit, Durchsatz und CPU-Auslastung (siehe Beispiel: SJF schlägt FCFS bei der mittleren Wartezeit).

Parallelität bringt Gefahren: eine Race Condition (das Ergebnis hängt von der zufälligen Ausführungsreihenfolge ab), ein Deadlock (Prozesse warten zyklisch aufeinander - tritt nur ein, wenn alle vier Coffman-Bedingungen gelten: gegenseitiger Ausschluss, Halten-und-Warten, keine Verdrängung, zirkuläres Warten) und Starvation (ein Prozess kommt nie an die Reihe).

Häufige Fehler: Prozess und Thread synonym verwenden; SJF für praxistauglich halten, ohne das Problem der unbekannten Burst-Länge zu nennen; oder Mutex (binäre Sperre) und Semaphor (Zähler) verwechseln.

Musterbeispiel

FCFS vs. SJF Scheduling - Wartezeiten berechnen

Drei Prozesse mit Bursts P1=8, P2=4, P3=2 (alle bei t=0 bereit). Bestimme mittlere Wartezeit für FCFS und SJF.

FCFS Reihenfolge
P1, P2, P3.
Wartezeiten FCFS
P1=0, P2=8, P3=12 -> Mittel = (0+8+12)/3 = 6{,}67.
SJF Reihenfolge
Kürzeste zuerst: P3, P2, P1.
Wartezeiten SJF
P3=0, P2=2, P1=6 -> Mittel = (0+2+6)/3 = 2{,}67.

Ergebnis: SJF minimiert die mittlere Wartezeit; in der Praxis aber Burst-Länge unbekannt -> nur als Approximation einsetzbar.

Schritt-für-Schritt Erklärung3 Schritte

1
Der Scheduler entscheidet, welcher Prozess als nächstes die CPU bekommt.
2
FCFS ist einfach, RR ist fair, SJF ist optimal - aber nur, wenn man die Bursts kennt.
3
Threads teilen sich den Speicher - das macht sie schnell, aber auch fehleranfällig durch Race Conditions.

SRDP-Aufgaben

SelbsttestAus der Fragenbank7 Punkte

Aufgabenstellung

Erkläre FCFS- und Round-Robin-Scheduling. Berechne für drei Prozesse die durchschnittliche Wartezeit beider Verfahren.

Deine Antwortwird nicht automatisch bewertet

Typische Fehler

Prozess und Thread werden synonym verwendet.
SJF wird als praxistauglich bezeichnet, ohne die Vorhersage des Bursts zu problematisieren.
Mutex und Semaphor werden verwechselt.

Aktive Wiederholung

Berechne für P1 (Burst 6), P2 (Burst 8), P3 (Burst 7), P4 (Burst 3) die mittlere Wartezeit unter FCFS und SJF.

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Erinnere dich an die Kernpunkte — dann aufdecken.

Quellen: Tanenbaum, Bos: Modern Operating Systems, 5. Auflage (Pearson)

Speicherverwaltung - Paging und Segmentation#

VertiefungINF-OS-3.1

Jeder Prozess soll glauben, er habe einen großen, zusammenhängenden Speicher für sich allein - obwohl der physische RAM begrenzt und von vielen geteilt ist. Virtuelle Speicherverwaltung schafft diese Illusion; das verbreitetste Verfahren ist Paging.

Paging zerlegt logischen und physischen Speicher in gleich große Seiten (Pages) bzw. Frames (typisch 4 KB). Eine Page Table bildet jede logische Seitennummer

p

auf eine physische Framenummer ab, während der Offset

d

innerhalb der Seite unverändert bleibt (). Eine logische Adresse zerfällt also in

(p \mid d)

, die physische in

(\text{Frame}[p] \mid d)

- siehe Beispiel.

Paging - Adressübersetzung

Abb. 4Die Seitennummer

p

wird über die Page Table zur Framenummer

f

; der Offset

d

bleibt unverändert.

Segmentation zerlegt den Speicher stattdessen nach logischen Einheiten unterschiedlicher Größe (Code, Daten, Stack), jede mit Basis und Limit. Das passt zur Programmstruktur, neigt aber zu externer Fragmentierung. Moderne Systeme kombinieren beides (x86-64: Segmente für TLS, Paging für den Hauptraum).

Ist die angeforderte Seite nicht im RAM, tritt ein Page Fault auf - ein normales OS-Ereignis, kein Programmfehler: Das OS lädt die Seite aus dem Swap nach und verdrängt dazu eine andere. Welche, entscheidet die Ersetzungsstrategie: FIFO (älteste zuerst), LRU (am längsten nicht benutzt), Optimal (theoretisch beste, nicht realisierbar) oder Clock (effiziente LRU-Näherung).

Kurios: Bei FIFO kann mehr Speicher (mehr Frames) sogar mehr Page Faults erzeugen - die Belady-Anomalie; bei LRU und Optimal kann das nicht passieren. Damit nicht jede Adressübersetzung einen RAM-Zugriff auf die Page Table kostet, cacht ein TLB (Translation Lookaside Buffer) die häufigsten Übersetzungen.

Häufige Fehler: Paging mit der Swap-Datei verwechseln (Swap ist nur das Auslagerungsziel), einen Page Fault für einen Programmierfehler halten, oder die Belady-Anomalie LRU zuschreiben (sie betrifft FIFO).

\text{Adresse} = \underbrace{\text{Page-Nr}}_{p} \,\Vert\, \underbrace{\text{Offset}}_{d},\quad \text{physisch} = \text{Frame}[p] \,\Vert\, d

Paging-Adressberechnung

Musterbeispiel

Logische in physische Adresse übersetzen

Seitengröße 4 KB ( $2^{12}$ Byte), Page Table: Seite 0->Frame 5, 1->2, 2->7, 3->0. Übersetze die logische Adresse 9000.

Offset-Bits
$4\,\text{KB} = 4096 = 2^{12}$ Byte pro Seite -> Offset $d$ belegt 12 Bit; die höheren Bits bilden die Seitennummer $p$ .
Seitennummer p
$p = \lfloor 9000 / 4096 \rfloor = 2$ (Ganzzahldivision).
Offset d
$d = 9000 \bmod 4096 = 9000 - 2\cdot 4096 = 808$ .
Frame nachschlagen
Page Table: Seite $p=2$ liegt in Frame $7$ .
Physische Adresse
$\text{physisch} = \text{Frame}\cdot 4096 + d = 7\cdot 4096 + 808 = 28672 + 808 = 29480$ .

Ergebnis: Logisch 9000 (= 0x2328) -> physisch 29480 (= 0x7328). Der Offset 808 (0x328) bleibt unverändert; nur die Seitennummer 2 wird durch die Framenummer 7 ersetzt.

Musterbeispiel

Page Fault Rate berechnen

Bei 4 KB Pages und einem Speicher mit 3 Frames laufen die Seitenzugriffe 1, 2, 3, 4, 1, 2, 5, 1, 2, 3, 4, 5. FIFO-Ersetzung.

Schritt 1-3
Frames belegen sich mit 1, 2, 3 - 3 Page Faults.
Schritt 4
4 fehlt -> Ersatz 1 (FIFO) -> Frames 2, 3, 4. Page Fault.
Schritt 5
1 fehlt -> Ersatz 2 -> Frames 3, 4, 1. Page Fault.
Schritt 6
2 fehlt -> Ersatz 3 -> Frames 4, 1, 2. Page Fault.
Schritt 7
5 fehlt -> Ersatz 4 -> Frames 1, 2, 5. Page Fault.
Schritt 8-9
1, 2 sind drin -> kein Fault.
Schritt 10-12
3 fehlt, 4 fehlt, 5 ist drin -> 2 Faults.

Ergebnis: Insgesamt 9 Page Faults bei 12 Zugriffen -> Fault Rate 75 %. Belady-Anomalie: mehr Frames können mehr Faults erzeugen!

Schritt-für-Schritt Erklärung3 Schritte

1
Paging gibt jedem Prozess die Illusion eines grossen, zusammenhängenden Speichers.
2
Page Faults sind normal - sie werden vom OS transparent behandelt, kosten aber Zeit.
3
LRU ist nahe am Optimum, aber teuer zu implementieren - daher Näherungen wie Clock-Algorithmus.

SRDP-Aufgaben

SelbsttestAus der Fragenbank7 Punkte

Aufgabenstellung

Beschreibe das Konzept des Pagings. Was passiert bei einem Page Fault? Vergleiche die Ersetzungsstrategien FIFO und LRU.

Deine Antwortwird nicht automatisch bewertet

Typische Fehler

Paging mit Swap-Datei verwechseln.
Page Fault als Programmierfehler interpretieren (richtig: normales OS-Ereignis).
Belady-Anomalie auf LRU bezogen.

Aktive Wiederholung

Bei 3 Frames und Zugriffsfolge 1, 2, 3, 4, 1, 2, 5, 1, 2, 3, 4, 5: berechne die Anzahl Page Faults für FIFO und LRU.

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Erinnere dich an die Kernpunkte — dann aufdecken.

Quellen: Silberschatz, Galvin, Gagne: Operating System Concepts, 10. Auflage (Wiley)

Dateisysteme und Rechteverwaltung#

StandardINF-OS-5.1

Ein Dateisystem verwandelt das rohe Blockgerät (SSD/HDD) in eine geordnete Welt aus Dateien und Verzeichnissen - es verwaltet, wo welche Bytes liegen, wem sie gehören und wer sie lesen darf. Bekannte Vertreter: NTFS (Windows), ext4 (Linux), APFS (macOS), FAT32/exFAT (Wechselmedien) und ZFS/Btrfs (Server).

Unter Unix speichert ein Inode die Metadaten einer Datei: Eigentümer, Rechte, Größe, Zeitstempel und Zeiger auf die eigentlichen Datenblöcke - aber nicht den Dateinamen (der steht im Verzeichnis und verweist auf die Inode-Nummer). Deshalb können mehrere Namen (Hardlinks) auf dieselbe Inode zeigen.

Das POSIX-Rechtemodell vergibt je drei Rechte - read, write, execute - getrennt für User, Group und Other (). In Oktalschreibweise steht jede Ziffer für eine Triade: `755`

=

rwxr-xr-x (Eigentümer alles, Rest lesen und ausführen), `644`

=

rw-r--r-- (siehe Beispiel). ACLs erweitern das Modell um feinere Regeln.

POSIX-Rechte je Triade

Abb. 5Jede Oktalziffer codiert die drei Bits r, w, x einer Triade (User, Group oder Other).

Bei Verzeichnissen haben die Rechte eine andere Bedeutung: r erlaubt das Auflisten des Inhalts, w das Anlegen/Löschen von Einträgen und x das „Betreten" (den Zugriff auf enthaltene Pfade). Ein Verzeichnis ohne `x` ist unbetretbar, selbst wenn `r` gesetzt ist - eine beliebte Prüfungsfrage.

Journaling (ext4, NTFS) protokolliert geplante Änderungen, bevor es sie ausführt - nach einem Stromausfall kann das System so wieder einen konsistenten Zustand herstellen. Mount-Punkte binden ein Dateisystem in den Verzeichnisbaum ein (Unix: „alles ist eine Datei", ein einziger Baum; Windows: Laufwerksbuchstaben).

Gegen Datenverlust hilft die 3-2-1-Regel: 3 Kopien, auf 2 verschiedenen Medientypen, davon 1 außer Haus (off-site) - idealerweise offline gegen Ransomware. Häufige Fehler: die Rechte-Triaden in falscher Reihenfolge angeben (richtig: User, Group, Other), inkrementelles und differenzielles Backup verwechseln, oder Mounten mit Formatieren gleichsetzen.

\text{POSIX} = u \cdot 100 + g \cdot 10 + o,\quad u,g,o \in \{0,\dots,7\}

Oktale POSIX-Rechte

Musterbeispiel

POSIX 755 umrechnen

Was bedeutet 755 in symbolischer Schreibweise?

User-Triade
7 = 4+2+1 = rwx.
Group-Triade
5 = 4+0+1 = r-x.
Other-Triade
5 = 4+0+1 = r-x.

Ergebnis: 755 = rwxr-xr-x. Typische Rechte für ein ausführbares Programm in /usr/local/bin.

Schritt-für-Schritt Erklärung3 Schritte

1
Dateisysteme ordnen den physischen Speicher in eine hierarchische Baumstruktur.
2
Journaling schützt vor Datenverlust nach Stromausfall - ein Muss für Server.
3
Die 3-2-1-Backup-Regel ist die einfachste Schutzformel gegen Datenverlust.

SRDP-Aufgaben

SelbsttestAus der Fragenbank6 Punkte

Aufgabenstellung

Erläutere das Rechtekonzept eines POSIX-Dateisystems. Was bedeuten Rechte 644 und 755? Wie wirken sich Verzeichnisrechte aus?

Deine Antwortwird nicht automatisch bewertet

Typische Fehler

Rechte werden in beliebiger Reihenfolge angeordnet (richtig: User, Group, Other).
Inkrementelles Backup wird mit differenziellem verwechselt.
Mount und Format werden gleichgesetzt.

Aktive Wiederholung

Erkläre die Bedeutung von `chmod 750 script.sh`. Welche Rechte hat der Eigentümer, die Gruppe und andere? Welcher Standardbefehl setzt die selben Rechte symbolisch?

Aktiv abrufen

Erinnere dich an die Kernpunkte — dann aufdecken.

Quellen: POSIX File Permissions - IEEE 1003.1 (IEEE / Open Group)