Systèmes d’exploitation Gestion de la mémoire
Introduction Mémoire ressource importante devant être gérée avec prudence Gestion de la mémoire du ressort du gestionnaire de la mémoire Ce gestionnaire doit : Connaître les parties libres et occupées de la mémoire Allouer de la mémoire aux processus qui en ont besoin Récupérer la mémoire utilisée par un processus lorsque celui-ci se termine Traiter le va-et-vient (swapping ou swap) entre le disque et la mémoire principale lorsque cette dernière ne peut pas contenir tous les processus Les systèmes de gestion de la mémoire se répartissent en 2 catégories : Les systèmes qui déplacent les processus entre la mémoire principale et le disque (va-et-vient et pagination) Ceux qui ne le font pas 2ème catégorie + simple Le va-et-vient et la pagination sont des artifices qui pallient à un manque de mémoire princiaple
Monoprogrammation sans va-et-vient ni pagination Gestion de la mémoire la + simple consite à avoir un seul processus en mémoire à un instant donné et lui permettre d’utiliser toute la mémoire disponible La mémoire est partagée entre le SE et un unique processus utilisateur L’IBM PC (i8086->i8486) utilise ce schéma : Les pilotes sont en ROM (Read Only Memory), les programmes en ROM sont appelés BIOS (Basic Input Output System) Le SE se trouve en bas de la mémoire vive (RAM, Random Access Memory) Le programme utilisateur au-dessus du SE en RAM Lorsque la mémoire est organisée de cette manière, il ne peut y avoir qu’un seul processus s’exécutant à un instant donné L’utilisateur tape une commande sur son terminal, le SE charge le programme en mémoire et l’exécute ; lorsque le processus se termine le SE affiche une invite (prompt) sur le terminal et attend la commande suivante pour charger un nouveau processus qui remplace le précédent Pilotes périphériques en ROM Programme utilisateur SE en RAM
Multiprogrammation et utilisation de la mémoire : modélisation La multiprogrammation permet d’améliorer le taux d’allocation du processeur Supposons qu’un processus passe une fraction p de son temps à attendre la fin d’une E/S ; si n processus se trouvent en mémoire en même temps, la probabilité qu’ils soient tous en attente sur une E/S (et donc que le processeur soit inutilisé) est pn ; nous avons donc : utilisation du processeur = 1 - pn
Multiprogrammation avec des partitions fixes Il est clair (à présent) qu’il est souvent utile d’avoir + d’un processus en mémoire à la fois Comment alors organiser la mémoire le plus efficacement possible ? La méthode la + simple est de diviser la mémoire en n partitions (éventuellement de tailles inégales) Chaque nouvelle tâche est placée dans la file d’attente de la plus petite partition qui peut la contenir Partition 4 Partition 3 Partition 2 Partition 1 SE 700 K 400 K 200 K 100 K Files d’entrée multiples Partition 4 Partition 3 Partition 2 Partition 1 SE 700 K 400 K 200 K 100 K File d’entrée unique Trier les tâches en fonction de leurs taille dans des files multiples présente un inconvénient lorsque la file des grandes partitions est vide et celles des petites est pleine ; une alternative consiste à utiliser 1 seule file Pas intéressant d’allouer une grande partition à une petite tâche: parcourir la liste et choisir la plus grande tâche qui peut contenir la partition Cette stratégie désavantage les petites tâches (théoriquement il vaut mieux les traiter en priorité) ; une solution consiste à interdire la non-sélection d’une tâche plus de k fois Ce système à partitions fixes a été utilisé par OS/360 (IBM), il s’appelait MFT (Multiprogramming with a Fixed number of Tasks)
Code translatable et protection La multiprogrammation soulève 2 problèmes majeurs : la translation et la protection Au moment de l’édition de liens, l’éditeur de liens doit connaître l’adresse du début du programme ! Ex : appel d’un procédure à l’adresse relative 100, si le programme est chargé en partition 1, cet appel provoque un saut à l’adresse 100 qui se trouve dans le SE ! L’adresse devrait être 100K + 100 Ce problème est est celui de la translation d’adresse Une solution consiste à modifier les instructions du programme chargé en mémoire ; pour effectuer cette opération l’éditeur de liens doit inclure dans le code binaire une liste de mots mémoire qui sont des adresses pour les distinguer des codes d’opérations des constantes ou d’éléments qui ne doivent pas être translatés Translater les programmes au moment du chargement ne résout pas le problème de protection : comme les programmes dans ce système utilisent des adresses mémoire absolues, on ne ne peut empêcher à un programme de construire une instruction qui lit ou écrit n’importe quel mot mémoire ! Une autre solution aux problèmes de la translation d’adresse et de la protection est de doter la machine de deux registres matériels spéciaux : les registres de base et limite Quand on lance un processus, on charge dans le registre de base la limite inférieure de la partition et dans le registre limite la longueur de la partition ; on ajoute le registre de base à chaque adresse mémoire générée et on vérifie que cette adresse ne dépassent pas le registre de limite afin d’interdire tout accès en dehors de la partition L’IBM PC utilise une version simplifiée de ce mécanisme (sans registre limite) Autre avantage du registre de base : les programmes peuvent être déplacés en mémoire après le début de leur exécution, il suffit de modifier la valeur du registre
Le va-et-vient : introduction La mémoire ne peut pas toujours contenir les processus de tous les utilisateurs, il faut placer quelques processus sur disque Il faut, bien sur, ramener ce processus en mémoire principale avant de les exécuter Le mouvement des processus entre la mémoire principale et le disque est appelé va-et-vient (swapping)
Multiprogrammation avec partitions variables (1) On peut, en principe, utiliser les partitions fixes pour les va-et-vient (dés qu’un processus se bloque, on le déplace sur disque et on le remplace par un autre) En pratique, les partitions fixes ne sont pas intéressantes lorsque la mémoire est limitée (on perd beaucoup de place à cause des programmes qui sont plus petits que les partitions Il faut utiliser une autre solution : les partitions variables Avec des partitions variables, le nombre et la taille des processus en mémoire varient au cours du temps A SE A SE B A SE B A SE B C SE B C SE B C D SE C D SE C D E La différence fondamentale avec les partitions fixes est que le nombre, la position et la taille des partitions varient dynamiquement au fur et à mesure que les processus entrent ou sortent de la mémoire Plus limitée par un nombre fixe de partitions ou par la taille des partitions ; cette souplesse accrue améliore l’usage de la mémoire mais complique son allocation et sa libération On peut réunir les espaces inutilisées en une seule partition, on effectue alors un compactage de la mémoire
Multiprogrammation avec partitions variables (2) La taille mémoire allouée aux processus mérite une attention particulière L’allocation est simple si les processus ont une taille fixe qu’ils ne modifient jamais ; si en revanche les processus allouent dynamiquement de la mémoire dans le tas, on a des difficultés dès qu’un processus demande de la mémoire S’il existe un espace adjacent au processus, ce dernier pourra occuper cet espace ; mais s’il est entouré par deux autres processus, il faut soit le déplacer à un emplacement mémoire susceptible de le contenir, soit déplacer un ou plusieurs processus sur disque pour créer une emplacement de taille suffisante Si la mémoire est saturée et si le swap ne peut plus contenir de processus, il faut tuer le processus ! La taille des processus augmente en général au cours de leur exécution ; on peut donc allouer à chaque processus un peu plus de mémoire qu’il ne demande afin de réduire le temps système perdu pour cette gestion ; il faut cependant recopier sur disque uniquement la mémoire réellement utilisée par le processus Les processus ont 2 segments qui peuvent grandir (le tas et la pile), on place la mémoire disponible entre ces 2 segments et cet espace peut être utilisé indifféremment par un de ces segments ; si cet espace se remplit, il faut soit déplacer le processus à un emplacement mémoire plus grand, soit le recopier sur disque jusqu’à ce qu’il y ait de la place en mémoire principale, soit le tuer Il existe 3 manières de mémoriser l’occupation de la mémoire : les tables de bits (bit maps), les listes et les subdivisions (buddy)
Gestion mémoire par tables de bits La mémoire est divisée en unités d’allocation dont la taille varie de quelques mots à plusieurs Mo A chaque unité, on fait correspondre un bit dans la table de bits (bit maps) qui est à 0 si l’unité est libre et à 1 si elle est occupée La taille de l’unité d’allocation joue un rôle important : plus elle est faible, plus la table de bits est important ; si on prend une unité d’allocation de grande taille, on réduit la taille du bit map, mais on perd beaucoup de place mémoire chaque fois qu’un processus n’est pas un multiple de l’unité d’allocation Le bit map permet donc de mémoriser l’occupation mémoire dans un espace mémoire de taille fixe : la taille d’un bit map ne dépend pas de la taille de la mémoire mais de la taille de l’unité d’allocation Le seul problème survient lorsque l’on doit placer en mémoire un processus de k unités ; le gestionnaire doit parcourir le bit map à la recherche de k zéros consécutifs ; cette recherche est lente, ce qui fait qu’en pratique on utilise rarement les bit maps
Gestion mémoire par listes chaînées Une deuxième méthode pour mémoriser l’occupation mémoire consiste à gérer une liste chaînée de segments libres et occupés Un segment est un processus ou un espace libre entre deux processus Chaque entrée de la liste spécifie : une zone libre (H [pour Hole]) ou un processus (P), – son adresse de départ sa longueur – un pointeur sur l’entrée suivante Trier la liste en fonction des adresses permet de mettre à jour facilement la liste lorsqu’un processus se termine ou est déplacé sur disque +ieurs algos peuvent être utilisés à partir de cette liste pour allouer la mémoire aux processus Le + simple : l’algo de la première zone libre (first fit) : rechercher le premier segment H qui peut contenir le processus, le scinder en 2 (la première contient le processus, la seconde est H) : algo rapide puisque très peu de recherche Algo de la zone libre suivante (next fit) : légère variante : la recherche commence à partir de la dernière zone libre trouvé : performance légèrement inférieure à first fit [Bays 1977] Algo du meilleur ajustement (best fit) : on recherche dans toute la liste la plus petite zone libre qui convient, on évite ainsi de fractionner une grande zone dont on pourrait avoir besoin ultérieurement : + lent et + étonnant : il fait perdre plus de place mémoire que first fit (fractionnement en petite zone inutilisable) ! Algo du plus grand résidu (worst fit) : inverse on prend la plus grande zone libre : pas de bonnes perf. Optimisations : 2 listes (pour les H et pour les P), utiliser les zones libres pour mémoriser les H : le premier mot de chaque zone libre contient la taille de la zone et le deuxième un pointeur sur l’entrée suivante Algo du placement rapide (quick fit) : utilise des listes séparées par les tailles de zone les plus courantes
Gestion mémoire par subdivision Les listes chaînées accélèrent l’allocation mémoire mais rendent la libération plus lente car il faut examiner les voisins des segments libérés L’allocation par subdivision (buddy system) est un algo de gestion qui s’appuie sur le fait que les ordinateurs utilisent des adresses binaires de manière à accélérer la fusion des zones libres adjacentes Le gestionnaire de la mémoire mémorise une liste de blocs libres dont les tailles sont 1, 2, 4, 8, 16, … octets jusqu’à la taille maximale de la mémoire Ex : L’allocation par subdivision présente un avantage par rapport aux algos qui trient en fonction de leur taille : quand un bloc de 2k octets est libéré, le gestionnaire de la mémoire doit examiner uniquement la liste des zones libres de 2 k octets pour voir s’il peut reconstruire un bloc plus grand Malheureusement, il est assez inefficace en ce qui concerne l’utilisation de la mémoire, le problème vient du fait que toutes les tailles doivent être arrondies à une puissance de 2 Un processus de 35 Ko occupe un bloc de 64Ko, les 29 Ko excédentaires sont perdus, on parle de fragementation interne Fragmentation externe : zone libre entre 2 segments alloués, appelé aussi phénomène de damier (checkerboarding) De nombreux informaticiens (Peterson et Norman, Kaufman, …) ont modifié l’allocation de subdivision pour contourner certaines de ses limitations
L’allocation de l’espace de va-et-vient Dans certains systèmes, on n’alloue pas à l’avance un espace fixe sur le disque aux processus qui sont en mémoire Quand un processus doit être copié sur disque, on lui attribue un espace de va-et-vient (swap area) A chaque va-et-vient, le processus peut être placé à un endroit différent sur le disque, les algos de gestion de l’espace de va-et-vient sont identiques à ceux de la gestion de la mémoire principale Sur d’autres systèmes, lors de la création d’un processus, on lui alloue un espace fixe de va-et-vient ; chaque fois qu’il est déplacé sur disque, il est placé dans l’espace qui lui est réservé ; cet espace est libéré lorsque le processus se termine La seule différence entre l’espace mémoire et l’espace swap est que l’espace swap d’un processus est un nombre entier de blocs du disque
La mémoire virtuelle : introduction Il y a de nombreuses années, les programmes étaient trop volumineux pour entrer dans la mémoire disponible La solution adoptée fut de diviser le programme en parties appelées des segments de recouvrement (overlays) Le segment 0 s’exécute en premier, lorsqu’il se termine il appelle un autre segment Les segments de recouvrement étaient stockés sur le disque et effectuaient des va-et-vient Le SE effectuait les déplacements, mais le découpage du programme devait être fait par le programmeur : long et fastidieux On adopta alors le principe de la mémoire virtuelle Idée de base : la taille du programme peut dépasser la taille de la mémoire disponible, le SE garde en mémoire les parties du programme qui sont utilisées, stocke le reste sur disque et effectue des va-et-vient lorsqu’il a besoin d’informations stockées sur disque
La pagination (1) La plupart des systèmes à mémoire virtuelle ont recours à la pagination Les adresses alors manipulées par les programmes sont appelées des adresses virtuelles et constituent l’espace d’adressage virtuel Sur les ordinateurs sans mémoire virtuelle, les adresses sont directement placées sur le bus de la mémoire et provoquent la lecture ou l’écriture du mot à l’adresse spécifiée Lorsque la mémoire virtuelle est utilisée, les adresses sont envoyées à l’unité de gestion de la mémoire ou MMU (Memory Management Unit), composant qui traduit les adresses virtuelles en adresses physiques Mémoire Contrôleur de disque CPU MMU Carte processeur BUS Le processeur envoie des adresses virtuelles au MMU Le MMU envoie des adresses physiques à la mémoire
La pagination (2) Ex : ordinateur disposant de 32k de mémoire pouvant générer des adresses virtuelles de 16 bits de 0 à 64k On peut donc écrire des programmes de 64k, mais on ne peut les charger entièrement en mémoire Une image mémoire de tout le programme est stockée sur disque de telle sorte qu’on puisse en charger, au besoin, les différentes parties dans la mémoire L’espace d’adressage est divisé en petites unités appelées pages Les unités correspondantes de la mémoire physique sont les cases mémoire (page frames) Les pages et les cases sont toujours de la même taille Les transferts entre la mémoire et le disque se font toujours par page entière
La pagination (3) Ex : MOV reg,0 (lecture de la valeur contenu à l’adresse 0) L’adresse virtuelle 0 est envoyée au MMU Ce dernier constate que cette adresse virtuelle se situe à la page 0 (adresses de 0 à 4095) qui appartient à la case 2 (8192 à 12387) Le MMU transforme l’adresse en 8192 et place cette valeur sur le bus La carte mémoire ne connaît pas l’existence du MMU, elle reçoit simplement une demande de lecture de l’adresse 8192 Le MMU a donc mappé les adresses virtuelles comprises entre 0 et 4096 sur les adresses physiques comprises entre 8192 à 12387 De la même manière l’adresse virtuelle 8192 est transformée en 24576 et 20500 correspond à l’adresse physique 12308 Ce mappage au moyen du MMU des 16 pages virtuelles sur n’importe laquelle des 8 cases ne résout pas le problème soulevé par le fait que l’espace d’adressage virtuel est plus grand que la mémoire physique
La pagination (4) Les pages signalées par un « X » ne sont pas mappées Le matériel mémorise dans un bit de présence si une page est mappée ou non Que se passe-t-il si le programme tente d’utiliser une page non mappée (ex : MOV reg, 32780) Le MMU constate que cette page n’est pas mappée et provoque un déroutement (trap) : le processeur est restitué au SE Ce déroutement est appelé défaut de page (page fault) Le SE repère une case peu utilisée et recopie son contenu sur le disque ; il place ensuite la page demandée dans la case qui vient d’être libérée, modifie le mappe et réexécute l’instruction déroutée
Fonctionnement interne du MMU Lorsque le MMU reçoit une adresse, il divise celle-ci en 2 parties : le numéro de page et un déplacement dans cette page Dans notre exemple : numéro de page = 4 bits de poids fort et le déplacement est stocké sur 12 bits Les 4 bits du numéro de page permettent d’avoir 16 pages et les 12 bits du déplacement permettent d’adresser les 4096 octets d’une page Le numéro de page sert d’index dans la table des pages et donne la case qui correspond à cette page virtuelle Si le bit de présence est à 0, il y a déroutement, sinon on copie le numéro de la case dans les 3 bits de poids fort du registre de sortie et le déplacement fourni par l’adresse virtuelle Le registre de sortie contient l’adresse physique et peut être placé sur le bus de la mémoire
Les tables de pages (1) Le but de la table de pages est d’établir la correspondance entre les pages virtuelles et les cases mémoires D’un point de vue mathématique, c’est une fonction qui prend en argument un numéro de page virtuelle et renvoie un numéro de case mémoire Cependant les deux points suivants doivent être pris en compte : La table des pages peut être très grande Le mappage doit être rapide Le premier point découle de l’adressage des ordinateurs modernes qui utilisent des adresses virtuelles de 32 bits ou + En utilisant des pages de 4ko, un espace d’adressage de 32 bits a 1 million de pages Si l’espace d’adressage virtuel a 1 million de pages, la table des pages doit comporter 1 million d’entrées ! Par ailleurs, chaque processus a besoin de sa propre table des pages ! Le deuxième point découle du fait que le mappage de l’adresse virtuelle sur l’adresse physique doit être effectué à chaque référence mémoire ; un instruction typique comporte une instruction sur un mot et souvent un opérande mémoire ; en conséquence il est nécessaire d’effectuer, une, deux ou davantage de références à la table des pages par instruction Si une instruction prend 10ns, la recherche dans la table des pages doit être effectuée en quelques nanosecondes pour éviter un ralentissement important
La table des pages (2) La conception de la tables des pages est donc un point crucial quant à l’efficacité de l’ordinateur La conception la + simple consiste à avoir une seule table des pages constituée d’un tableau de registres machine rapides, avec une entrée par page virtuelle et indexation au moyen du numéro de page virtuelle Lorsqu’un processus est activé, le SE charge les registres avec la table des pages de ce processus ; au cours de l’exécution la table des pages ne nécessite plus de références mémoire Cette méthode est simple à réaliser et ne requiert pas de références mémoire pendant le mappage ; elle peut, en revanche, être coûteuse (si la table des pages est grande) et le chargement de la table des pages à chaque changement de contexte peut également être pénalisant A l’autre extrême, la table des pages peut résider intégralement en mémoire. Le matériel n’a alors besoin que d’un seul registre qui pointe sur le début de la table des pages Cette conception permet de changer la mappe mémoire en modifiant un seul registre lors d’un changement de contexte; elle présente bien sûr le désavantage de nécessiter une ou plusieurs références mémoire pour lire les entrées de la table des pages lors de l’exécution de chaque instruction Pour cette raison, cette approche est rarement utilisée dans sa forme initiale
La table des pages à plusieurs niveaux Pour éviter d’avoir des tables trop grandes en mémoire, de nombreux ordinateurs utilisent des tables de pages à plusieurs niveaux Ex : adresse virtuelle divisée en un champ PT1 de 10 bits, un champ PT2 de 10 bits et un champ déplacement de 12 bits (=> 220 pages de 4Ko) Les tables des pages à plusieurs niveaux évitent de garder en permanence toutes les tables des pages en mémoire ; en particulier, celles qui ne sont pas utilisées ne devraient pas être gardées en mémoire Ex: un prog de 12Mo divisé en 3 parties de 4Mo
La mémoire associative Les tables des pages des mémoires paginées sont souvent gardées en mémoire en raison de leur tailles importantes ce qui occasionne un coût non négligeable sur la vitesse des ordinateurs Les concepteurs d’ordinateurs sont conscients de ce problème et y ont remédié La solution mis en œuvre s’appuie sur la constatation que la plupart des programmes effectuent un grand nombre de références à un petit nombre de pages ; de ce fait, une petite fraction des entrées de tables des pages sont souvent lues et les autres sont rarement utilisées La solution consiste à doter les ordinateurs d’un composant matériel pour mapper les adresses virtuelles sur les adresses physiques sans passer par la table des pages Ce composant est appelé mémoire associative (ou parfois mémoire tampon de translation) Elle est en général intégré au MMU et consiste en un petit nombre d’entrées (32) contenant les informations relatives à une page Lorsqu’une adresse est présentée au MMU le matériel contrôle d’abord si le numéro de page virtuelle est présent dans la mémoire associative ; s’il le trouve la case mémoire est prise directement dans la mémoire associative sans passer par la table des pages; sinon le MMU effectue une recherche ordinaire dans la table des pages, puis il supprime une des entrées de la mémoire associative et la remplace par l’entrée récemment trouvée La fraction de références mémoire trouvées dans la mémoire associative est appelée taux d’impact (hit ratio), les performances sont d’autant meilleures qu’il est élevé
Algorithmes de remplacements de page A la suite d’un défaut de page, le SE doit retirer une page de la mémoire pour libérer de la place pour la page manquante Si la page a été modifiée depuis son chargement en mémoire, il faut récrire sur le disque ; sinon le disque est déjà à jour, la page lue remplace simplement la page à supprimer La page à supprimer peut être choisie au hasard mais on améliore sensiblement les performances du système si on choisit une page peu utilisée Si on sélectionne une page très demandée, il est probable qu’il faille la ramener rapidement en mémoire, ce qui entraîne une perte de temps inutile Les algorithmes de remplacement de page ont été très étudiés tant du point de vue théorique que pratique La bibliographie de Smith (1978) répertorie plus de 300 articles sur ce sujet, nous étudierons quelques uns de ces algorithmes
Algorithme de remplacement de page optimal Le meilleur algorithme de remplacement est facile à décrire mais impossible à mettre en œuvre Il consiste à associer à chaque page le nombre d’instructions qui vont être exécutées avant que la page soit référencée L’algorithme de remplacement page optimal consiste à retirer la page qui a le plus grand nombre Malheureusement cet algo est irréalisable car le SE ne peut pas connaître à l’avance le moment où les différentes pages seront référencées On peut néanmoins implanter cet algorithme en exécutant le programme sur un simulateur qui mémorise toutes les références aux pages lors d’un première exécution et qui utilise ces informations lors d’un deuxième exécution On peut ainsi comparer les performances des différents algorithmes ; si par exemple, un SE donne des résultats qui sont inférieurs de 1% à ceux de l’algo optimal, il est inutile de rechercher un meilleur algorithme
Algorithme de remplacement d’une page non récemment utilisée Pour effectuer des statistiques sur les pages utilisées, les ordinateurs associent à chaque page 2 bits d’information : Le bit R est positionné chaque fois qu’une page est référencée Le bit M est positionné quand on écrit dans une page Ces bits devant être mis à jour à chaque référence mémoire, il est essentiel que ce soit fait par le matériel ; dès qu’un bit est mis à 1, il reste dans cet état jusqu’à ce que le SE le remette à 0 Ces 2 bits permettent de construire l’algo de pagination suivant : Au lancement d’un processus, le SE met à 0 les bits de toutes ses pages, périodiquement (par ex, à chaque interruption d’horloge), le bit R est remis à 0 pour différencier les pages récemment référencées des autres Lorsqu’un défaut se produit, le SE parcourt toutes pages et les répartit en 4 catégories fonction des valeurs de R et M : Catégorie 0 : non référencée, non modifiée • Catégorie 1 : non référencée, modifiée Catégorie 2 : référencée, non modifiée • Catégorie 3 : référencée, modifiée L’algo de la page non récemment utilisée ou NRU (Not Recently Used) retire une page au hasard de la catégorie non vide de plus petit numéro NRU est facile à comprendre, relativement efficace et fournit des performances qui sont souvent suffisantes même si elles ne sont pas optimales
Algorithme de remplacement de page premier entré, premier sorti Un deuxième algo qui requiert peu de temps processeur est l’algorithme du premier entré, premier sorti ou FIFO (First In First Out) Le SE mémorise une liste de toutes les pages en mémoire, la première page de cette liste étant la plus ancienne et la dernière la plus récente ; lorsqu’il se produit un défaut de page, on retire la première page de la liste et on place la nouvelle page à la fin de la liste Cet algorithme fournit de piètre performance Pour l’illustrer, considérez un épicier qui possède k étagères chacune pouvant contenir un produit différent ; un fabriquant crée un nouveau produit qui a tellement de succès que l’épicier doit abandonner un ancien produit pour le mettre en étalage. L’épicier décide de se séparer du produit qu’il vend depuis le plus longtemps. Si ce produit est le sel, la farine ou le sucre il est clair que ce choix est mauvais ! Pour cette raison, l’algorithme FIFO est rarement utilisé dans sa forme originale
Algorithme de remplacement de page de la seconde chance Une modification simple de FIFO, pour éviter de retirer une page très référencée, consiste à tester le bit R de la page la plus ancienne : S’il est à 0, la page est à la fois âgée et non utilisée et peut donc être remplacée immédiatement S’il est à 1, la page est placée à la fin de liste des pages et son temps de chargement est mis à jour comme si elle venait d’être chargée en mémoire ; puis la recherche se poursuit L’algorithme de la seconde chance cherche donc une ancienne page qui n’a pas été référencée au cours du dernier top d’horloge Si toutes les pages ont été référencées, l’algo de la seconde chance est équivalent au FIFO, puisque les bis de chaque page seront mis à 0 et la plus ancienne page sera remplacée
Algorithme de remplacement de page de l’horloge L’algorithme de la seconde chance n’est pas suffisamment efficace car il déplace en permanence des pages dans une liste Une meilleure solution consiste à garder les pages dans une file circulaire en forme d’horloge A Lorsqu’un défaut de page se produit, la page pointée est testée. L’action entreprise dépend du bit R : R=0 : retirer la page R=1 : mettre R à 0 et avancer pointeur Lorsqu’un défaut de page se produit, la page pointée par l’indicateur est examinée ; si R=0, la page est retirée, la nouvelle est insérée à sa place dans l’horloge et l’indicateur avancé d’une position ; si R=1, il est mis à 0 et l’indicateur pointe sur la page suivante ; cette opération est répétée jusqu’à ce qu’une page ayant R=0 soit trouvée Cet algo, appelé horloge, ne diffère de l’algorithme de la seconde chance qu’au niveau de la mise en oeuvre
Algo de remplacement de la page la moins récemment utilisée (1) Une bonne approximation de l’algo optimal se fonde sur l’observation que les pages les plus référencées au cours des dernières instructions seront probablement très utilisées au cours des prochaines A l’inverse, les pages qui n’ont pas été référencées pendant un long moment ne seront pas probablement demandées pendant un certain temps Cette observation suggère l’algo qui, lorsqu’il se produit un défaut de page , supprime la page qui est restée inutilisée pendant le plus de temps Cette stratégie est celle de la page la moins récemment utilisée ou pagination LRU (Least Recently Used) LRU est théoriquement rélaisable mais il est très coûteux, il faut en effet mémoriser une liste chaînée de toutes les pages en mémoire, la page la plus utilisée étant en tête et la moins utilisée en queue La difficulté vient du fait que cette liste doit être mise à jour chaque fois que la mémoire est adressée : trouver une page dans la liste, la supprimer puis la dépalcer au début de la liste sont des opérations qui consomment beaucoup de temps CPU Il faut soit avoir du matériel spécialisé (et onéreux), soit trouver une approximation logicielle moins coûteuse
Algo de remplacement de la page la moins récemment utilisée (2) La recherche et la modification d’une liste chaînée à chaque instruction prennent du temps même lorsque ces opérations sont effectuées matériellement Il existe néanmoins d’autres moyens pour mettre en œuvre LRU en faisant toujours appel à du matériel spécialisé La méthode la plus simple consiste à disposer d’un compteur C de 64 bits qui est automatiquement incrémenté à chaque instruction ; de plus chaque entrée dans la table des pages doit avoir un champ suffisamment grand pour contenir ce compteur Chaque fois que la mémoire est adressée, la valeur courante de C est sauvegardée dans l’entrée de la page référencée Lorsqu’un défaut se produit, le SE examine tous les compteurs de la table des pages pour trouver le plus petit d’entre eux : la page correspondante est la moins récemment utilisée
Algo de remplacement de la page la moins récemment utilisée (3) Une seconde solution matérielle consiste à disposer d’un matériel mémorisant une matrice de nn bits initialement nulle Quand une page k est référencée, le matériel positionne tous les bits de la rangée k à 1 puis tous les bits de la colonne k à 0 A tout instant la ligne contenant le – de 1 indique la page la – récemment utilisée Ex : 4 cases et les références aux pages suivantes : 0 1 2 3 2 1 0 3 2 3 1 2 3 1 2 3 1 2 3 1 2 3 1 2 3 1 2 3 1 1 1 1
Simulation logicielle de l’algo LRU Les 2 algos précédents sont rélaisables mais font appel à du matériel spécialisé, si l’on dispose pas de ce matériel, il faut trouver une solution logicielle : l’algorithme de la page peu utilisée ou NFU (Not Frequently Used) Il nécessite un compteur par page, ce compteur est initialement à 0 A chaque interruption d’horloge, le système d’exploitation passe en revue toutes les pages en mémoire et le bit R est ajouté à son compteur Les compteurs mémorisent donc le nombre de fois où on référence les différentes pages; quand il se produit un défaut de page, on remplace la page dont le compteur est le plus petit Le problème de NFU est qu’il n’oublie jamais rien (des pages énormément utilisées au début processus et qui ne sont plus utilisées resteront probablement mappé) Il existe une légère modification qui permet à NFU de se comporter comme LRU
Algorithme du veillissement Cette modification se fait en 2 temps : Décaler les compteurs vers la droite avant de les additionner Le bit R est additionné au bit de gauche (de poids fort) Ce nouvel algorithme s’appelle l’algorithme du vieillissement (aging) A la suite d’un défaut de page, on retire la page qui a le plus petit compteur Cet algorithme diffère de LRU en deux points : En mémorisant qu’un seul bit par intervalle de temps, on ne peut distinguer les références qui se produisent au début de l’intervalle de celles qui se produisent à la fin (idem pour le nombre de références à une même page durant un top d’horloge) Le compteur de l’algorithme du vieillissement a un nombre fini (n) de bits ; supposez que 2 pages qui ont leurs compteurs à 0, il faut choisir au hasard alors qu’il se peut qu’une des 2 pages ait été référencé n+1 tops plus tôt et l’autre 10n tops plus tôt : il n’y a aucun moyen de le savoir Dans la pratique un compteur de 8 bits est suffisant si les tops d’horloge se produisent toutes les 20 ms (si un page n’est pas référencée depuis 160 ms, elle n’est vraisemblablement plus utilisée)
Conclusion (1) Nous avons traité dans ce chapitre la gestion de la mémoire Nous avons vu que les systèmes les plus simples n’effectuent pas de va-et-vient (swapping) : un programme chargé en mémoire y reste jusqu’à ce qu’il se termine certains systèmes n’acceptent qu’un seul processus à la fois alors que d’autres autorisent la multiprogrammation Puis nous avons étudié le va-et-vient : Lorsqu’il est utilisé, le système accepte davantage de processus qu’il n’a de place mémoire Les processus qui ne peuvent plus tenir en mémoire sont déplacés sur disque L’espace libre en mémoire et sur le disque peut être mémorisé au moyen d’une table de bits, d’une liste de zones libres ou de l’allocation par subdivision Les ordinateurs les plus évolués disposent d’une mémoire virtuelle : Dans la forme la + simple de mémoire virtuelle, l’espace d’adressage de chaque processus est divisé en blocs de tailles fixe appelés pages qui peuvent être placés dans n’importe quelle case libre de la mémoire Lorsque la taille des tables de pages est grande, une pagination à plusieurs niveaux autorise la pagination des tables de pages elles-mêmes
Conclusion (2) Pour améliorer les performances, la plupart des ordinateurs autorisant la pagination possèdent une mémoire associative : Elle permet d’établir rapidement la correspondance entre un numéro de page virtuel et un numéro de case mémoire physique La table des pages est examinée uniquement en cas d’absence de l’adresse virtuelle dans la mémoire associative Il existe de nombreux algorithmes de remplacement de page : Quelques-uns sont bons mais irréalisables (algo du remplacement optimal et LRU) Les algorithmes de l’horloge et du vieillissement figurent parmi les meilleurs Il existe une alternative à la pagination pour obtenir de la mémoire virtuelle : la segmentation (non étudié) Elle consiste à segmenter le processus (comme pour les partitions variables) L’adressage virtuelle est obtenu en donnant un numéro de segment et une adresse dans ce segment La segmentation peut également être paginée, on parle de segmentation avec pagination