📢 본 글은 혼공학습단 미션과 함께 정리해보는 글 입니다.
연속 메모리 할당
연속 메모리 할당 방식이란, 프로세스에 연속적인 메모리 공간을 할당하는 방식을 뜻한다.
이전까지 쓰인 방법으로, 프로세스 A는 A의 크기만큼 메모리 주소를 할당받아 연속적으로 배치되고, 프로세스 B는 프로세스 A 이후에 B의 크기만큼 연속적인 메모리 주소를 할당받아 배치되는 식이었다.
스와핑
- 현재 사용되지 않는 프로세스들을 보조기억장치의 일부 영역 (
스왑 영역)에 두고 (이 과정을스왑 아웃이라고 한다.), 그로 인해 생기게 된빈 공간에 새로운 프로세스를 적재하는 것을 뜻한다. (즉 정리하면,메모리에서 사용되지 않는 일부 프로세스를 보조기억장치로 내보내고 실행할 프로세스를 메모리로 들여보내는 메모리 관리 기법) - 이것을 통해
지금 당장 사용되지 않는 프로세스들을 메모리에서 없앰으로써 메모리를 더 효율적으로 사용할 수 있다. 스왑 영역에 있던 프로세스가 다시 메모리로 적재되는 것을스왑 인이라고 한다.- 이를 통해 프로세스들이 요구하는 메모리 공간 크기가 실제 메모리 크기보다 크더라도 수용할 수 있다.
- free, top 명령어 등을 통해 스왑 영역의 크기를 확인할 수 있다.
(연속적) 메모리 할당
- 프로세스는 메모리 내의 빈 공간에 적재되어야 한다.
- 비어 있는 메모리 공간에 프로세스를 연속적으로 할당하는 방식으로는 대표적으로
최초 적합,최적 적합,최악 적합의 세 가지 방식이 있다.
최초 적합 (first fit)
- 운영체제가
메모리 내의 빈 공간을 순서대로 검색하다가 적재할 수 있는 공간을 발견하면 그 공간에 프로세스를 배치하는 방식이다. 검색이 최소화되며,빠르게 할당할 수 있다.
최적 적합 (best fit)
- 운영체제가
빈 공간을 모두 검색해본 뒤, 적재 가능한 가장 작은 공간에 배치하는 방식이다. - 남는 공간이 가장 작은 공간에 배치하기 때문에 가장 최적인 것이다.
최악 적합 (worst fit)
- 운영체제가
빈 공간을 모두 검색해본 뒤, 적재 가능한 가장 큰 공간에 배치하는 방식이다. - 남는 공간이 가장 큰 공간에 배치하기 때문에 가장 아깝다.
외부 단편화
프로세스를 메모리에 연속적으로 배치하는 연속 메모리 할당은 메모리를 효율적으로 사용하는 방법이 아니다. 외부 단편화 (external fragmentation) 문제를 내포하고 있기 때문이다.
사용자 영역이 200MB 있고, 크기가 50MB, 30MB, 100MB, 20MB인 프로세스 A, B, C, D를 차례로 배치한다면 다음과 같이 될 것이다.
운이 좋다면 아래 사진처럼 알맞게 배치될 수 있을 것이다.
이때, 프로세스 B와 D가 실행이 끝났다면 다음과 같이 된다.
이때, 남는 공간이 50MB이지만 50MB 프로세스를 적재할 수 없다. 빈 공간이 쪼개져있기 때문이다.
즉 외부 단편화는 프로세스를 할당하기 어려울 만큼 작은 메모리 공간들로 인해 메모리가 낭비되는 현상을 뜻한다.
해결 방법: 압축 (compaction)
- 압축은
여기저기 흩어져 있는 빈 공간들을 하나로 모으는 방식이다. 프로세스를 적당히 재배치시켜 흩어져 있는 작은 빈 공간들을 하나의 큰 빈 공간으로 만드는 방법이다.- 작은 빈 공간들을 하나로 모으는 동안
시스템은 하던 일을 중지해야 한다. - 메모리에 있는 내용을 옮기는 작업은 또한
많은 오버헤드를 야기한다. - 어떤 프로세스를 어떻게 움직여야 오버헤드를 최소화하며 압축할 수 있는지에 대한
명확한 방법을 결정하기 어렵다. - 위의 문제들 때문에 외부 단편화를 없앨 수 있는
또 다른 해결 방안들이 등장했고, 그것이 바로가상 메모리기법, 이 중페이징기법이다.
페이징을 통한 가상 메모리 관리
연속 메모리 할당의 문제점으로는 외부 단편화가 발생할 수 있는 것과, 물리적 메모리보다 큰 프로세스는 실행이 불가능하다는 점이다.
가상 메모리는 실행하고자 하는 프로그램을 일부만 메모리에 적재하여 실제 물리적 메모리의 크기보다 더 큰 프로세스를 실행할 수 있게 해 주는 기술이다.
이를 위한 기술로는 페이징과 세그멘테이션이 있는데, 대부분의 운영체제는 페이징을 활용한다.
페이징은 위의 두 가지 문제를 해결한다.
페이징
페이징은 프로세스의 논리적 주소 공간을 페이지라는 일정한 단위로 자르고, 메모리의 물리적 주소 공간을 프레임이라는 페이지와 동일한 크기의 일정한 단위로 자른 뒤 페이지를 프레임에 할당하는 가상 메모리 관리 기법이다.
페이징에서의 스와핑
페이징에서도 스와핑을 사용할 수 있다.
- 페이징을 사용하는 시스템에서는 프로세스 전체가 스왑 아웃/스왑 인 되는 것이 아니라,
페이지 단위로 스왑 아웃/스왑 인된다. 메모리에 적재될 필요가 없는 페이지들은 보조기억장치로 스왑 아웃되고,실행에 필요한 페이지들은 메모리로 스왑 인이 되는 것이다.- 페이징 시스템에서의 스왑 아웃을
페이지 아웃이라 하며, 스왑 인을페이지 인이라 부르기도 한다. - 페이징에서의 스와핑은,
한 프로세스를 실행하기 위해 프로세스 전체가 메모리에 적재될 필요가 없음을 나타내기도 한다. 프로세스를 이루는 페이지 중실행에 필요한 일부 페이지만을 메모리에 적재하고, 당장 실행에 필요하지 않은 페이지들은 보조기억장치에 남겨둘 수 있다. 이를 통해물리적 메모리보다 더 큰 프로세스를 실행할 수 있게 된다.
페이지 테이블
프로세스가 물리적 메모리에 불연속적으로 배치되어 있을 경우, CPU 입장에서는 이를 순차적으로 실행할 수 없다. 프로세스를 이루는 페이지가 어느 프레임에 적재되어 있는지 CPU가 모두 알고 있는 것은 어렵기 때문이다. 즉, 프로세스가 메모리에 불연속적으로 배치되면 CPU 입장에서는 ‘다음에 실행할 명령어 위치’를 알기 어려워진다.
이를 해결하기 위해 페이징 시스템은 프로세스가 비록 실제 메모리 내의 주소인 물리적 주소에 불연속적으로 배치되더라도, CPU가 바라보는 주소인 논리적 주소에는 연속적으로 배치되도록 페이지 테이블을 이용한다.
페이지 테이블은 프로세스마다 가지고 있다. 프로세스마다 페이지가 있고, 그 페이지는 각기 다른 프레임에 할당될 수 있기 때문이다.
내부 단편화
페이징은 내부 단편화 (internal fragmentation) 문제를 야기할 수 있다.
예시로, 프로세스의 크기가 페이지 단위로 분할했을 때 마지막 부분에서 한 페이지를 다 채우지 못할 수 있다. (프로세스의 크기가 108KB일 때 페이지 크기가 10KB라면 2KB가 비워져있다.)
보통 내부 단편화는 하나의 페이지 크기보다 작은 크기로 발생한다.
리눅스에서는 하나의 페이지 크기를 확인할 때
getconf PAGESIZE명령어를 통해 확인할 수 있다.
리눅스를 포함한 일부 운영체제에서는 기본적으로 설정된 페이지 크기보다 더 큰 페이지도 일부 허용하는데, 이러한 페이지를 대형 페이지 (huge page)라고 한다.
그러나 많은 전공서에서는 기본적으로 모든 페이지들의 크기는 일정하다고 설정한다.
PTBR
프로세스마다 페이지 테이블이 있다고 하였다. 그렇다면 그 페이지 테이블은 어디에 위치한 걸까?
PTBR (페이지 테이블 베이스 레지스터)는 각 프로세스의 페이지 테이블이 적재된 주소 (위치)를 가리킨다. 즉 CPU는 PTBR을 통해 각 프로세스들의 페이지 테이블이 어디에 저장되어 있는지를 알 수 있다.
각 프로세스들의 페이지 테이블 정보들은 각 프로세스의 PCB에 기록된다. 그리고 프로세스의 문맥 교환이 일어날 때, 다른 레지스터처럼 변경된다.
그런데 페이지 테이블이 메모리에 있으면 메모리에 접근하는 시간이 두 배로 늘어나게 된다. 페이지 테이블을 참조하기 위해 메모리에 접근하고, 페이지를 참조하기 위해 다시 메모리에 접근하기 때문이다.
TLB
위의 접근 문제를 해결하기 위해 TLB (Translation Lookaside Buffer)가 있다.
TLB는 CPU 곁에 두는 페이지 테이블의 캐시 메모리로써, 페이지 테이블의 일부를 가져와 저장한다.
TLB 히트:CPU가 접근하려는 논리적 주소가 TLB에 있는 경우를 뜻한다. 이 때는 메모리에 한 번 접근하면 된다.TLB 미스:CPU가 접근하려는 논리적 주소가 TLB에 없는 경우를 뜻한다. 이 때는 메모리에 두 번 접근해야 한다.
페이징에서의 주소 변환
페이징을 사용하는 시스템에서 특정 주소로 접근하기 위해서는?
어떤 페이지/프레임에 접근하고 싶은지의 정보와, 접근하려는 주소가 그 페이지 혹은 프레임으로부터 얼마나 떨어져 있는지의 정보를 알아야 한다.
페이징 시스템에서의 논리적 주소는 페이지 번호 (page number)와 변위 (offset)로 이루어져 있다.
즉, <페이지 번호, 변위>로 이루어진 논리적 주소는 페이지 테이블을 통해 메모리의 <프레임 번호, 변위>로 변환된다.
논리적 주소의 변위와 물리적 주소의 변위는 서로 같다. 왜냐하면 각 페이지의 크기와 각 프레임의 크기는 같기 때문이다.
논리적 주소가 <5, 2>인 곳에 접근한다고 해 보자.
페이지 번호가 5인 곳을 페이지 테이블에서 조회하면 해당되는 프레임 번호는 1이 될 것이며,
변위가 2이기 때문에 1번 프레임이 위치한 주소값에서 2만큼 증가하면 10번지로 이동하게 된다.
페이지 테이블 엔트리
각 페이지 테이블의 한 행을 엔트리 (entry)라고 한다.
엔트리에는 페이지 번호, 프레임 번호 말고도 추가적인 정보가 들어갈 수 있다.
유효 비트 (valid bit)
유효 비트는 현재 해당 페이지에 접근 가능한지 여부를 나타낸다.
즉, 메모리에 적재되어 있는지, 또는 보조기억장치에 있는지를 나타내는 것이다.
만약 유효 비트가 0인 (메모리에 없는) 페이지에 접근하려고 한다면, 페이지 폴트 (page fault) 인터럽트가 발생한다.
1️⃣ CPU는 기존의 작업 내역을 백업한다.
2️⃣ 페이지 폴트 처리 루틴을 실행한다.
3️⃣ 페이지 처리 루틴은 원하는 페이지를 메모리로 가져온 뒤 유효 비트를 1로 변경한다.
4️⃣ 페이지 폴트를 처리했다면, 이제 CPU는 해당 페이지에 접근할 수 있게 된다.
보호 비트 (protection bit)
보호 비트는 페이지 보호 기능을 위해 존재하는 비트이다.
어떤 페이지는 읽기 전용으로만 해야 하고, 어떤 페이지는 읽기 및 쓰기가 가능한 페이지로 할 수 있을 것이다. 또는 쓰기 전용으로 할 수도 있다.
참조 비트 (reference bit)
참조 비트는 CPU가 이 페이지에 접근한 적이 있는지의 여부를 알려준다.
수정 비트 (modified bit = 더티 (dirty) 비트)
수정 비트는 CPU가 이 페이지에 데이터를 쓴 적이 있는지의 여부를 알려준다.
수정 비트가 필요한 이유는 이 페이지가 메모리에서 사라질 때 보조기억장치에서 쓰기 작업을 해야 하는지를 판정하기 위해 필요하다.
만약 CPU가 데이터를 작성하지 않았다면 보조기억장치와 메모리에 있는 내용은 서로 같을 것이다. 이렇게 한 번도 수정된 적이 없는 페이지가 스왑 아웃될 경우에는 추가 작업 없이 새로 적재된 페이지로 덮어쓰기만 하면 된다.
그러나 CPU가 쓰기 작업을 한 경우는 두 내용이 서로 다르기 때문에 수정된 적이 있는 페이지가 스왑 아웃 될 경우에는 변경된 값을 보조기억장치에 기록하는 작업이 추가되어야 한다.
쓰기 시 복사와 계층적 페이징
페이징을 통해 외부 단편화 문제를 해결할 수 있다고 하였다. 페이징은 외부 단편화 문제 해결 말고도 다른 이점을 제공한다.
쓰기 시 복사
대표적인 예로, 프로세스 간 페이지를 공유할 수 있다. 이게 활용되는 예시가 쓰기 시 복사이다.
fork 사례를 보자. fork 메서드는 부모 프로세스가 자식 프로세스를 만들 때 사용된다.
프로세스끼리는 기본적으로 자원을 공유하지 않기 때문에, 부모 프로세스가 적재된 별도의 공간에 자식 프로세스가 통째로 복제되어 적재된다.
이는 프로세스 생성 시간 지연을 불러오고, 메모리 낭비가 된다.
이때 쓰기 시 복사를 사용한다면?
부모 프로세스와 동일한 자식 프로세스가 복제되어 생성될 경우, 자식 프로세스는 부모 프로세스와 동일한 프레임을 가리키게 된다.
만약 부모 프로세스나 자식 프로세스가 페이지에 쓰기 작업을 수행하려고 한다면, 해당 페이지는 별도의 공간으로 복제된다.
계층적 페이징
프로세스 테이블의 크기는 생각보다 작지 않다. 프로세스의 크기가 커지면, 프로세스 테이블의 크기 또한 커지게 된다. 프로세스를 이루는 모든 테이블 엔트리를 메모리에 두는 것은 큰 낭비이며, 때문에 프로세스를 이루는 모든 페이지 테이블 엔트리를 항상 메모리에 유지하지 않을 방법을 찾게 된다.
그것이 바로 계층적 페이징 (hierarchical paging)이다.
계층적 페이징은 페이지 테이블을 페이징하여, 여러 단계의 페이지를 두는 방식을 뜻한다.
계층적 페이징을 함으로써 모든 테이블을 항상 메모리에 유지할 필요가 없어졌다. 페이지 테이블 중 몇 개는 보조기억장치에 있어도 무방하며, 추후 해당 페이지 테이블을 참조해야 할 때가 있으면 그때 메모리에 적재하면 된다.
다만, CPU와 가장 가까이 위치한 페이지 테이블 (Outer 페이지 테이블)은 항상 메모리에 유지해야 한다.
계층적 페이지에서의 논리적 주소는 아래 사진처럼 구성되어 있다.
이것은 다음과 같이 접근할 수 있다.
1️⃣ 바깥 페이지 번호 (P1)를 통해 페이지 테이블의 페이지를 찾는다.
2️⃣ 페이지 테이블의 페이지를 통해 프레임 번호 (P2)를 찾고, 변위를 더함 (d)으로써 물리적 주소를 얻는다.
계층적 페이징은 2단계, 3단계 등으로 구성될 수 있으나, 단계가 너무 깊어진다면 메모리에 접근해야 하는 횟수가 많아지기에 무조건적으로 좋은 것은 아니다.
페이지 교체와 프레임 할당
페이징 기법을 활용하여 물리적 메모리보다 큰 프로세스를 실행할 수 있다고 했으나, 그럼에도 불구하고 물리적 메모리의 크기는 한정되어 있다. 즉, 한 번에 매우 많은 프로세스를 실행할 수는 없다.
그렇기 때문에 운영체제는 프로세스들이 한정된 메모리를 효율적으로 이용할 수 있도록 기존에 메모리에 적재된 불필요한 페이지를 선별하여 보조기억장치로 내보낼 수 있어야 하며 (페이지 교체), 프로세스들에 적절한 수의 프레임을 할당하여 페이지를 할당 (프레임 할당) 할 수 있게 해야 한다.
요구 페이징
요구 페이징 (demand paging)이란, 처음부터 모든 페이지를 적재하지 않고 필요한 페이지만을 메모리에 적재하는 방법을 뜻한다.
1️⃣ CPU가 특정 페이지에 접근하는 명령어를 실행한다.
2️⃣ 해당 페이지가 현재 메모리에 있을 경우 (유효 비트가 1일 경우), CPU는 페이지가 적재된 프레임에 접근한다.
3️⃣ 해당 페이지가 현재 메모리에 없을 경우 (유효 비트가 0일 경우), 페이지 폴트가 발생한다.
4️⃣ 페이지 폴트 처리 루틴은 해당 페이지를 메모리로 적재하고, 유효 비트를 1로 설정한다. (즉, 요구 페이징은페이지가 필요할 때 에만 메모리에 적재한다.)
5️⃣ 다시 1️⃣을 수행한다.
순수 요구 페이징 (pure demand paging)
순수 요구 페이징은 아무런 페이지도 적재되어 있지 않은 채 실행부터 하도록 하는 것을 뜻한다. 적재된 페이지가 없기 때문에 프로세스의 첫 명령어를 실행하는 순간부터 페이지 폴트가 발생할 것이고, 실행에 필요한 페이지가 어느 정도 적재된 이후에는 그 빈도가 줄어들게 된다.
페이지 교체
요구 페이징을 계속 반복하다보면, 물리적 메모리의 용량을 초과하게 될 수 있다.
즉, 당장 실행에 필요한 페이지를 적재하다 보면 적재된 페이지 중 일부를 보조기억장치로 내보내야 한다.
이때 어떤 페이지를 내보낼지를 결정하는 것이 페이지 교체 알고리즘이다.
어떤 것이 좋은 페이지 교체 알고리즘일까?
페이지 폴트 횟수가 적을수록 좋은 페이지 교체 알고리즘이다. 페이지 폴트가 발생하면 보조기억장치에 접근해야 해서 성능이 저하되기 때문이다.
페이지 교체를 했더니 이전보다 많은 페이지 폴트가 일어났다는 것은, 사용성이 더 높았던 페이지를 억지로 보조기억장치로 내보냈다는 것과 같다.
페이지 참조열
페이지 참조열 (page reference string)은 CPU가 참조하는 페이지들 중 연속된 페이지를 생략한 페이지 열을 뜻한다.
예시로 CPU가 2 2 2 3 5 5 5 3 3 7 과 같은 순서로 페이지에 접근했다고 가정한다면, 2 3 5 3 7이 페이지 참조열이 된다.
중복된 페이지를 생략한 이유는 페이지 폴트 처리 루틴이 끝난 뒤 다시 접근하기 때문에 페이지 폴트가 발생할 이유가 없기 때문이다. 즉, 페이지 교체 알고리즘의 성능을 측정하는 데 관련이 없다.
아래 예시를 통해 알고리즘들을 보자. 페이지 교체에서 발생하는 페이지 폴트만 페이지 폴트로 간주한다.
FIFO 페이지 교체 알고리즘
- 가장 단순한 방식이다.
- 메모리에 가장 먼저 올라온 페이지부터 내쫓는 방식이다.
페이지 참조열이 2 3 1 3 5 2 3 4 2 3으로 이루어져 있다고 가정한다면, 위의 사진처럼 된다.
1️⃣ 2번 페이지를 참조한다. 프레임에 2번 페이지가 적재된다.
2️⃣ 3번 페이지를 참조한다. 프레임에 3번 페이지가 적재된다.
3️⃣ 1번 페이지를 참조한다. 프레임에 1번 페이지가 적재된다.
4️⃣ 3번 페이지를 참조한다. 메모리에 이미 있으므로 넘어간다.
5️⃣ 5번 페이지를 참조한다. 현재 5번 페이지가 메모리에 없으므로 보조기억장치에서 5번 페이지를 가져온다. (페이지 폴트) 또한, 가장 오래 머물렀던 2번 페이지를 내쫓아야 한다.
6️⃣ 2번 페이지를 참조한다. 현재 2번 페이지가 메모리에 없으므로 보조기억장치에서 2번 페이지를 가져온다. (페이지 폴트) 또한, 가장 오래 머물렀던 3번 페이지를 내쫓아야 한다.
7️⃣ 3번 페이지를 참조한다. 현재 3번 페이지가 메모리에 없으므로 보조기억장치에서 3번 페이지를 가져온다. (페이지 폴트) 또한, 가장 오래 머물렀던 1번 페이지를 내쫓아야 한다.
8️⃣ 4번 페이지를 참조한다. 현재 4번 페이지가 메모리에 없으므로 보조기억장치에서 4번 페이지를 가져온다. (페이지 폴트) 또한, 가장 오래 머물렀던 5번 페이지를 내쫓아야 한다.
9️⃣ 2번 페이지를 참조한다. 이미 메모리에 있으므로 넘어간다.
🔟 3번 페이지를 참조한다. 이미 메모리에 있으므로 넘어간다.
FIFO 페이지 교체 알고리즘은 단점도 존재한다. 프로그램 실행 초기에 잠깐 실행될 페이지지만, 프로그램 실행 내내 사용될 페이지라면 먼저 적재되었다고 내쫓아서는 안된다.
2차 기회 (second-chance) 페이지 교체 알고리즘
FIFO 페이지 교체 알고리즘의 단점을 보완한 알고리즘이다. 참조 비트를 두는데, 1이라면 CPU가 한 번 참조한 적이 있는 페이지, 0이라면 참조한 적이 없는 페이지이다.
만약 CPU가 한 번 참조한 적이 있던 페이지라면 바로 내쫓지 않고 적재된 시간을 현재 시간으로 설정하고 맨 끝으로 보내게 된다. 그런데 참조한 적이 없던 페이지라면 이 페이지를 내쫓게 된다.
기본적으로는 FIFO 페이지 교체 알고리즘의 원칙 (오래 머무른 것을 내쫓는)을 따른다. 그런데 참조된 적이 있다면 기회를 한번 더 주는 것이다.
위와 같은 상황이 있다고 해 보자. 원래 FIFO 방식이라면 맨 왼쪽에 있는 페이지 3이 내쫓을 대상이다.
그런데 2차 기회 페이지 교체 알고리즘에서는 참조 비트가 1이기 때문에 페이지 3의 적재 시간을 현재 시간으로 변경한 뒤 맨 뒤 (최근에 적재된 페이지)로 옮기게 된다.
최적 페이지 교체 알고리즘
CPU에 의해 참조되는 횟수를 고려한다.- 메모리에 오래 남아야 할 페이지는 자주 사용될 페이지이며, 메모리에 없어도 될 페이지는 오랫동안 사용되지 않을 페이지이다.
- 즉, 최적 페이지 교체 알고리즘 (optimal)은
앞으로의 사용 빈도가 가장 낮은 페이지를 교체하는 알고리즘이다. 미래를 기준으로 판단하기 때문에 비현실적이다.다른 페이지 교체 알고리즘 성능을 위한 하한선으로 간주한다.
페이지 참조열이 아까와 같이 2 3 1 3 5 2 3 4 2 3으로 이루어져 있다고 가정하면 위 사진과 같다.
1️⃣ 2번 페이지를 참조한다. 프레임에 2번 페이지가 적재된다.
2️⃣ 3번 페이지를 참조한다. 프레임에 3번 페이지가 적재된다.
3️⃣ 1번 페이지를 참조한다. 프레임에 1번 페이지가 적재된다.
4️⃣ 3번 페이지를 참조한다. 메모리에 이미 있으므로 넘어간다.
5️⃣ 5번 페이지를 참조한다. 현재 5번 페이지가 메모리에 없으므로 보조기억장치에서 5번 페이지를 가져온다. (페이지 폴트) 또한, 가장 오랫동안 사용하지 않을 페이지를 보면 1번 페이지이므로 1번 페이지를 보조기억장치로 옮긴다.
6️⃣ 2번 페이지를 참조한다. 이미 메모리에 있으므로 넘어간다.
7️⃣ 3번 페이지를 참조한다. 이미 메모리에 있으므로 넘어간다.
8️⃣ 4번 페이지를 참조한다. 현재 4번 페이지가 메모리에 없으므로 보조기억장치에서 5번 페이지를 가져온다. (페이지 폴트) 또한, 가장 오랫동안 사용하지 않을 페이지를 보면 5번 페이지이므로 5번 페이지를 보조기억장치로 옮긴다.
9️⃣ 2번 페이지를 참조한다. 이미 메모리에 있으므로 넘어간다.
🔟 3번 페이지를 참조한다. 이미 메모리에 있으므로 넘어간다.
LRU (Least-Recently-Used) 페이지 교체 알고리즘
최적 페이지 교체 알고리즘은 미래를 기준으로 판단했던 페이지 교체 알고리즘이고, LRU 페이지 교체 알고리즘은 과거를 기준으로 판단하는 페이지 교체 알고리즘이다. 최근에 사용되지 않은 페이지는 앞으로도 사용되지 않을 것이라고 판단하는 것이다.
페이지 참조열이 아까와 같이 2 3 1 3 5 2 3 4 2 3으로 이루어져 있다고 가정하면 위 사진과 같다.
1️⃣ 2번 페이지를 참조한다. 프레임에 2번 페이지가 적재된다.
2️⃣ 3번 페이지를 참조한다. 프레임에 3번 페이지가 적재된다.
3️⃣ 1번 페이지를 참조한다. 프레임에 1번 페이지가 적재된다.
4️⃣ 3번 페이지를 참조한다. 메모리에 이미 있으므로 넘어간다.
5️⃣ 5번 페이지를 참조한다. 현재 5번 페이지가 메모리에 없으므로 보조기억장치에서 5번 페이지를 가져온다. (페이지 폴트) 또한, 가장 오래 전에 사용했던 페이지가 2번 페이지이므로 2번 페이지를 보조기억장치로 옮긴다.
6️⃣ 2번 페이지를 참조한다. 현재 2번 페이지가 메모리에 없으므로 보조기억장치에서 2번 페이지를 가져온다. (페이지 폴트) 또한, 가장 오래 전에 사용했던 페이지가 1번 페이지이므로 1번 페이지를 보조기억장치로 옮긴다.
7️⃣ 3번 페이지를 참조한다. 메모리에 이미 있으므로 넘어간다.
8️⃣ 4번 페이지를 참조한다. 현재 4번 페이지가 메모리에 없으므로 보조기억장치에서 4번 페이지를 가져온다. (페이지 폴트) 또한, 가장 오래 전에 사용했던 페이지가 5번 페이지이므로 5번 페이지를 보조기억장치로 옮긴다.
9️⃣ 2번 페이지를 참조한다. 메모리에 이미 있으므로 넘어간다.
🔟 3번 페이지를 참조한다. 메모리에 이미 있으므로 넘어간다.
기타 페이지 교체 알고리즘
이 외에도 많은 페이지 교체 알고리즘이 있다. 이 알고리즘들을 모두 외우려고 하기보다는, 페이지 교체 알고리즘이 무엇인지, 페이지 교체는 왜 해야 하는지, 무엇이 좋은 페이지 교체 알고리즘인지를 생각하며 공부하는 것이 좋다.
스래싱
페이지 폴트가 자주 발생하는 이유는 뭘까? 나쁜 페이지 교체 알고리즘을 사용했을 때 일수도 있겠지만, 프로세스가 사용할 수 있는 프레임 자체가 적을 때에도 페이지 폴트가 자주 발생할 수 있다.
만약 프레임이 부족하면 CPU가 페이지 폴트가 자주 발생할 수 밖에 없다. 이는 곧 CPU의 이용률 또한 낮추는 효과를 가져오는데, 페이지 폴트가 자주 발생할수록 페이지 폴트를 해결하는 데 드는 시간이 증가되기 때문이다.
이처럼 프로세스가 실제 실행되는 시간보다 페이징에 더 많은 시간을 소요하여 성능이 저해되는 문제를 스래싱 (thrashing)이라고 한다.
스래싱을 그래프로 표현하면 아래 사진과 같다.
세로 축은 CPU가 얼마나 일을 하고 있는지를 나타내며, 가로 축은 멀티프로그래밍의 정도, 즉 동시에 실행되고 있는 프로세스의 수를 의미한다.
동시에 실행되고 있는 프로세스의 수가 많다고 해서 CPU의 이용률이 높다는 것은 아니다. 어느 정도까지는 CPU가 일을 계속 함으로써 효율이 올라간다고 할 수 있지만, 더 높아질 경우 CPU 이용률이 스래싱으로 인해 떨어짐을 보이고 있다.
발생 원인
근본적인 원인은 각 프로세스가 필요로 하는 최소한의 프레임 수가 보장되지 않았기 때문이다. 그렇기 때문에 각 프로세스가 필요로 하는 최소한의 프레임 수를 파악하고, 프로세스들에게 적절한 프레임을 할당해주어야 한다.
프레임 할당 방식
스래싱을 해결하기 위해 프로세스들에게 프레임을 할당하는 방식은 크게 균등 할당과 비례 할당이 있다.
균등 할당과 비례 할당 방식은 프로세스의 실행 과정을 고려하지 않고 단순히 프로세스의 크기와 물리적 메모리의 크기만을 고려한 방식이라는 점에서 정적 할당 방식이라고도 한다.
균등 할당
균등 할당 (equal allocation)은 가장 단순한 할당 방식으로써, 모든 프로세스들에게 균등하게 프레임을 할당하는 방식이다.
그런데 예시로 게임 프로세스와 메모장 프로세스는 서로 필요로 하는 프레임의 수가 다를 것이다. 이로 인한 낭비가 발생할 수 있다.
비례 할당
비례 할당 (proportional allocation)은 프로세스의 크기를 고려하여, 프로세스 크기에 비례하여 프레임을 할당한다.
그런데 이 방식 또한 단점이 있다. 프로세스가 필요로 하는 프레임 수는 실행해봐야 한다. 즉, 크기가 큰 프로세스인데 막상 실행해보니 많은 프레임을 필요로 하지 않을 수도 있고, 그 반대일 수도 있다.
프로세스를 실행하는 과정에서 배분할 프레임을 결정하는 방식에는 크게 작업 집합 모델 (working set model)을 사용하는 방식과, 페이지 폴트 빈도 (PFF, Page-Fault Frequency)를 사용하는 방식이 있다.
이 두 개 방식은 프로세스의 실행을 보고 할당할 프레임을 결정한다는 점에서 동적 할당 방식 이라고도 한다.
작업 집합 모델 (working set model)
스래싱이 발생하는 이유는 빈번한 페이지 교체 때문이다. 그렇다면, CPU가 특정 시간 동안 주로 참조한 페이지 갯수만큼만 프레임을 할당하면 문제를 개선할 수 있을 것이다.
작업 집합 모델을 구하려면 프로세스가 참조한 페이지와 시간 간격이 필요하다.
프로세스가 참조한 페이지가 아래와 같고, 시간 간격은 7이었다고 가정한다.
페이지 폴트 빈도 (PFF)
페이지 폴트 빈도는 두 개의 가정에서 생겨난 아이디어이다.
- 페이지 폴트율이 너무 높으면 그 프로세스는 너무 적은 프레임 수를 가지고 있다.
- 페이지 폴트율이 너무 낮으면 그 프로세스가 너무 많은 프레임 수를 가지고 있다.
가로 축은 한 프로세스에 할당된 프레임의 수, 세로 축은 페이지 폴트율의 비율을 의미한다.
프로세스의 프레임 수가 매우 많다면 페이지 폴트율은 낮을 것이다. (그만큼 여유가 있기 때문)
반대로 프레임 수가 매우 적다면 페이지 폴트율은 높을 것이다. (그만큼 부족하기 때문)
임의의 상한선과 하한선을 그어, 페이지 폴트율의 척도를 구할 수 있다.
이 범위 안에서만 프레임을 할당하면 된다.
미션
- 400p 1번 문제
최초로 발견한 적재 가능한 빈 공간에 프로세스를 배치하는 방식은최초 적합이다.- 프로세스가 적재될 수 있는
가장 큰 공간에 프로세스를 배치하는 방식은최악 적합이다. - 프로세스가 적재될 수 있는
가장 작은 공간에 프로세스를 배치하는 방식은최적 적합이다.
- 14-3 프로세스가 사용할 수 있는 프레임이 3개 있고, 페이지 참조열이
2313523423일 때 LRU 페이지 교체 알고리즘으로 이 페이지를 참조한다면 몇 번의 페이지 폴트가 발생하는지 풀어보기- 정확히 위에서 설명한 예시와 같다. 따라서 3번의 페이지 폴트가 발생한다.
부족하거나 보완할 점이 있다면 댓글 부탁드립니다 😃
