📌 Memory Management 2

📖 01. Paging

• 프로그램을 구성하는 논리적인 메모리를 같은 크기의 page로 잘라서 페이지 별로 물리적인 메모리의 적당한 위치에 올리는 기법
  -> 각 페이지를 주소변환하기 위해 Page table이라는 것이 필요하다.

• 페이지 테이블이라는 것은 각각의 논리적 페이지들이 물리적인 메모리에 어디에 위치해있는지 알려주는 테이블
  -> 논리적 메모리의 페이지의 개수만큼 엔트리가 존재하게 된다.

• 물리적인 메모리에서 페이지가 들어갈 수 있는 공간을 page frame이라고 부른다.

• 테이블을 다른식으로 그리면 다음과 같다.
  

• P : Page

• d : 페이지 맨 앞에서 얼마만큼 떨어져 있는지 나타내는 offset

• f : 몇 번째 프레임인지를 나타낸다.

• 그렇다면 페이지 프레임 어디에 들어가야 할까?

📖 02. Implementation of Page Table

• 프로그램마다 페이지 테이블이 별도로 존재해야한다. + Page가 굉장히 많기 때문에 테이블은 register에 집어넣을 수도 없고 메모리 주소변환인데 디스크에 넣을 수 없고 크기 때문에 캐시에도 넣을 수 없다.
  -> 메모리에 넣는다.
  -> 주소변환을 하려면 페이지 테이블이 필요하고 페이지 테이블은 메모리에 존재한다.
  -> 따라서 2번의 메모리 접근이 필요하다.

• MMU에 있던 2개의 registers는 page기법에서 Page-table base register과 Page-table length register로 사용된다.
  즉, 메모리상에 테이블이 어디 존재한는지를 PTBR이 가리킨다. 길이를 RTLR이 테이블 크기를 보관한다.

• 2번의 메모리 접근은 상당한 오버헤드다.
  -> 1번만 접근 할 수 있도록 하드웨어를 사용하자!
  -> TLB라는 캐시를 사용한다.

• 주소 변환을 위한 별도의 캐시를 두고있다.
  -> TLB
  -> 빈번히 주소 변환이 되는 것을 캐싱해두고 있다.

• CPU가 논리적인 주소를 주게되면 메모리 상에 있는 페이지 테이블을 접근하기 전에 TLB를 먼저 검색한다.
  -> 만약 P에 해당하는 TLB에 저장이 되어있다면 바로 주소변환을 해주자.
  -> 이럴 경우 메모리를 한 번만 접근한다.

• TLB는 페이지 테이블을 모두 가지고 있는것이 아니라 빈번히 참조되는 몇가지만 가지고 있다.

• TLB의 특정 항목을 검사하는 것이 아니라 모두를 검사해야 한다.
  -> 없다면 페이지 테이블을 통해 주소변환을 해야한다.
  -> TLB는 전체를 서치해야 하기 때문에 오랜 시간이 걸린다.
  -> 오랜 시간이 걸리는 것을 막기 위해 Associative register을 이용해서 parallel search를 가능하도록 한다.

• 페이지 테이블은 논리주소가 주어지면 인덱스로 바로 접근하면 되기 때문에 parallel search가 필요없다. (배열)

• 프로세스마다 고유의 페이지 테이블을 갖는것처럼 TLB도 고유하다.
  -> 따라서 TLB은 context swich 때 flush해서 모든 데이터를 지워야 한다.

• 그러면 실제로 메모리 접근하는 시간이 어떻게 될까?

• TLB를 접근하는 시간을 입실론 이라고 하자.
  -> 메인 메모리 접근하는 시간 1보다는 작을 것이다.

• TLB로부터 주소변환이 되는 비율을 알파라고 하자.

• 테이블을 알기 위한 메모리 접근 1 + 실제 메모리 접근 1 = 2

📖 03. Two-Level Page Table

• CPU가 논리주소를 주게 되면 두단계의 페이지 테이블을 거쳐서 주소변환을 하고 실제 메모리 접근을 하게 된다.
  -> 왜 사용할까?
  컴퓨터에선 목적이 보통 두가지이다.

1. 빠르게 하던지
2. 공간을 줄이던지

• 속도는 줄어들지 않을 것이다.

• 페이지 테이블을 위한 공간이 줄어드는것이 이를 사용하는 목적이다.

• 현대 컴퓨터에서는 메모리 주소체계가 굉장히 크다. 32~64bit를 사용한다.
  -> 32bit를 기준으로 설명하자.

• 논리적인 주소가 32bit로 구성이 되면 virtual memory의 크키는 32bit 이다.
  -> 즉, 각 프로그램의 메모리 크기가 32bit인 것이다.
  -> 물리적인 메모리가 크면 많은 양의 데이터들이 올라갈 수 있으므로 빠를 것이다.
  -> 논리 주소(virtual memory)가 크더라도 페이지 단위로 물리적 메모리에 올라가기 때문에 느리더라도 실행은 될 것이다.

• 프로그램 마다 가지고 있는 virtual memory가 얼마까지 가능한가는 이를 사용하는 주소체계를 몇 bit사용하는지에 따라 결정된다.

• 메모리에는 주소는 바이트 단위로 배겨진다.
  -> 주소가 32bit라면 이걸로 표현 가능한 전체 바이트 주소는 서로 다른 바이트를 몇개 구분할 수 있냐?
  -> 2^32-1번지까지 주소를 매길 수 있다.
  -> 즉, virtual memory는 4GB까지 사용할 수 있다.
  -> 페이지는 한개당 4KB이다.
  -> 따라서 4GB라는 공간을 4KB로 자른다면 페이지 1M개의 개수가 나올 것이다.
  -> 페이지 테이블 또한 1M개의 페이지 테이블이 필요하다.
  -> 페이지 테이블이 메모리에 들어가야 하면 각 프로그램마다 페이지 테이블이 따로 존재하는데 이것을 모두 메모리에 넣으면 공간 낭비가 심하다.
  -> 1M 개의 엔드리가 있고 각 entry가 4B니까 4MB의 페이지 테이블이 각 프로세스마다 필요할 것이다.

• virtual memory에는 사용되지 않는 논리적 메모리가 존재 할 것이다.
  -> 프로그램에 따라 다르겠지만 전체 공간에서 일부 부분만 사용할 것이다.
  -> 하지만 페이지 테이블은 인덱스를 통해 접근하기 때문에 필요없다고 해당 인덱스를 비우고 페이지 테이블을 만들 수 없다.
  -> 모두 채워야 함!
  -> 공간 낭비가 심하다.
  -> 그래서 2단계 페이지 테이블을 사용하자.

• 안쪽 페이지 테이블의 크기가 페이지 크기와 같다. (4KB)
  -> 안쪽 테이블 테이지 자체가 페이지화 되어서 페이지 어딘가에 들어가 있다.
  -> entry 1개당 4B시 1K개의 entry가 들어간다.

• 바깥쪽 페이지, 안쪽 페이지, 페이지 offset이 몇 bit로 되어야 하는지 알아야 한다.
  -> 안쪽부터 채우면 된다.

• Page 하나의 크기가 4KB이기 때문에 4KB안에서 byte단위로 주소구분을 하려고 하면 몇 bit가 필요할까?
  -> 4KB = 2^12byte를 구분하기 위해서는 12bit가 필요하다.

• 안쪽 테이블이 페이지화 되어서 메모리에 들어간다.
  -> 즉, 안쪽 테이블이 4KB란 이야기이고 entry크기가 4B이기 때문에 entry 수는 1K개 있다.
  -> P2라는 것은 안쪽 페이지 테이블의 offset을 이야기 하는 것이다.
  -> 즉 entry를 이야기 하는 것이고 1K = 2^10
  -> 10bit필요하다.

• 64bit 주소체계를 사용한다고 하자.
  -> 페이지 테이블은 똑같이 4KB이고 2단계 페이지 테이블을 사용한다.
  -> 어떻게 해야할까?
  ->

• 2단계를 사용하는 이유가 페이지 테이블을 위한 공간을 줄여준다.

[출처] 반효경 교수님 강의