[OS #7] 메인 메모리와 가상 메모리

메인 메모리

• CPU가 직접 접근할 수 있는 메모리
• 프로그램이 실행될 때 프로그램이 복사되어 메모리에 적재됨 (프로세스)
• CPU는 PC가 지시하는대로 연산을 수행한 후 메인 메모리에 데이터를 저장하거나 필요한 데이터를 요구함

각 프로세스는 별도의 메모리 공간을 갖는다
특정 프로세스만 접근할 수 있는 개별적 메모리 주소 영역을 설정한다
이 영역은 합법적인 영역이고 프로세스가 합법적인 영역만을 접근할 수 있게 하는 기능이 필요하다

• 기본 레지스터 : 가장 작은 합법 물리 메모리 주소 300040 부터 420940이라면 300040
• 상한 레지스터 : 주어진 영역의 크기 120900, 기본 레지스터에 더해서 범위의 끝 값이 됨

CPU에서 메모리 주소에 접근하려 할 때 base보다 큰 주소를 요청했는지(하한이니까), 다음으로 base + 메모리 크기보다 작은지(상한) 확인한다.
잘못 요청했는데 메모리에 접근한다면 치명적인 에러가 발생한다

1. 메모리 할당하는 방법

• 프로그램은 원래 이진 형태(바이너리)로 디스크에 저장이 되어 있다
• 그 프로그램이 메인 메모리로 적재가 된 후 프로세스가 된다
• 메인 메모리와 디스크를 왔다갔다할 수 있다

1. 원시 프로그램에서 주소는 숫자가 아닌 기호 형태로 표현된다
2. 이 프로그램 주소를 컴파일러가 재배치 가능한 주소에 바인딩한다
   간단한 과정. 예를 들어 이 주소에서 몇 번째 뒤에 있는 주소로 이동.
3. 바인딩 된 주소를 Linker 또는 Loader가 절대 주소로 바인딩한다
   몇 번째 뒤가 아니라 진짜 주소를 준다

2. 메모리 주소 할당의 구분

• 메모리의 주소를 할당할 때 바인딩은 그 바인딩이 언제 이루어지는지에 따라 구분됨

  • 컴파일 시간 바인딩 : 컴파일 시간에 프로세스가 메모리에 상주할 위치를 미리 알 수 있다면 컴파일러는 절대코드를 생성할 수 있음
    시작 주소를 알게 되면 그 위치부터 시작해서 바인딩 되는 주소를 바로 알 수 있는 것.
    시작 주소가 만약 변경이 된다면 다시 컴파일해야함
  • 적재 시간 바인딩 : 프로세스가 메모리에 상주할 컴파일 시간을 알 수 없는 경우 컴파일러는 재배치 가능한 코드를 생성해야 함
    재배치할 수 있는 코드를 미리 예측해서 코드를 해 두어야 함 실제 주소를 모르니까
  • 실행 시간 바인딩 : 프로세스가 실행 중에 한 메모리 세그먼트에서 다른 메모리 세그먼트로 이동할 수 있는 경우 바인딩은 실행시간까지 연기되어야 함
    아예 메모리 자체가 달라질 수 있으니까 바인딩을 하면 안됨 실행을 하는 그 순간까지 연기했다가 주소를 할당해야함

• 컴파일/적재시간 바인딩은 논리주소 = 물리주소
  실행시간 바인딩은 논리주소 != 물리주소

• 실행시간 바인딩에서 논리주소는 CPU에서 생성한 주소(가상주소)
  물리주소는 메모리 장치가 보는 주소

• 가상주소에서 물리주소로 맵핑하는 것은 메모리 관리 장치 하드웨어로 수행됨
  MMU는 주소가 메모리로 전송될 때마다 모든 주소를 재배치 레지스터(기본 레지스터) 값을 추가함
  유저 프로그램은 실제 물리적 주소에 절대 접근할 수 없음
  

연속 메모리 할당과 단편화

• 상주 운영체제용 메모리
• 유저 프로세스용 메모리

  여러 유저 프로세스가 동시에 메모리에 적재되어 있는 것이 바람직함
  메모리에 가져오기를 기다리고 있는 프로세스에 사용 가능한 메모리를 어떻게, 얼마나 할당해야 좋을지 고민해야함

메모리 보호

• 재배치 레지스터 : 가장 작은 물리 주소의 값을 저장
• 상한 레지스터 : 논리 주소의 범위 값을 저장

1. 다중 파티션 방식

• 메모리를 고정된 크기로 나눔
• 하나의 파티션은 하나의 프로세스를 포함
• 멀티 프로그래밍 정도는 파티션 수에 의해 결정됨
• 프로세스가 종료되어 파티션이 빈다면 입력 큐에서 다른 프로세스가 선택되어 파티션에 로드됨

2. 가변 분할 방식

• OS는 사용 가능한 메모리 부분과 사용 중인 메모리 부분을 나타내는 테이블을 유지함
• 모든 메모리는 유터 프로세스에 사용 사능하고 사용 사능한 메모리의 큰 블록을 hole이라고 칭함
  

3. 동적 메모리 할당 문제

: 위 사진에서 파란 부분 즉 free hole들의 리스트에서 메모리 크기가 n인 요청을 어떻게 만족시킬지?

1. 최초 적합
   • 첫 번째 사용 가능한 가용 공간 선택
   • 집합의 시작부터 검색 또는 지난 검색에서 끝난 곳부터 검색
   • 충분히 로드 가능한 hole을 찾았을 때 종료됨
2. 최적 적합
   • 사용 가능한 공간 중에 가장 작은 공간 선택
   • 가장 효율적임 가능한 가장 작은 공간을 선택하니까 다음에 큰 요청이 들어와도 처리할 수 있는 확률이 높아짐
   • 리스트가 크기 순이 아니라면 전체 리스트를 검색해서 찾아야함
3. 최악 적합
   • 가장 큰 가용 공간 선택
   • 할당 후에 남은 공간이 충분히 커서 다른 프로세스들이 사용할 수 있어야 함
   • 크기 순이 아니라면 전체 리스트 검색해야 함

4. 단편화

: 공간 중에 일부가 사용되지 못하게 되는 부분

• 최초, 최적 적합은 외부 단편화가 발생함
• 외부 단편화 : 분할된 hole을 합치면 로드할 수 있는데 연속적이지 않은 경우
• 총 메모리 저장 용량과 평균 프로세스 크기에 따라 외부 단편화는 사소하거나 중요한 문제일 수 있음

• 해소 방법 : 물리 메모리를 고정 크기 블록으로 나누고 블록 크기에 따른 정수배로 메모리 할당

• 내부 단편화 : 프로세스에 할당된 메모리가 요청된 메모리보다 약간 클 수 있고 그때 남는 부분

해결 방법 - 압축

• 사용 가능한 모든 메모리를 하나의 큰 블록으로 만들도록 메모리를 모음
• 재배치가 가능하고 실행 시간에 수행되는 경우만 가능
• 압축이 가능할 경우 비용 결정이 필요(비용이 많이 듬)
• 프로세스를 한 쪽 끝으로 모음

5. 페이징

• 프로세스의 물리주소 공간이 연속적이지 않아도 사용할 수 있도록 하는 메모리 관리 체계
• 외부 단편화 문제를 해결

페이징 방법

1. 물리 메모리를 프레임이라 하는 고정 크기 블록으로 나눔
2. 논리 메모리를 페이지라고 하는 동일 크기 블록으로 나눔
3. CPU에 의해 생성된 모든 주소는 페이지 번호, 페이지 오프셋 두 부분으로 나뉨
   • 페이지 번호 : 페이지 테이블 인덱스
   • 페이지 테이블 : 물리 메모리에 있는 각 프레임의 기본 주소 포함. 프레임의 기본 주소가 오프셋과 결합되어 물리 메모리 주소 정의함
     
     

• 논리 주소 공간 사이즈가 2m, 페이지 사이즈가 2n 바이트라고 할 때 페이지 번호는 논리주소 상위 m-n 비트이고 페이지 오프셋은 하위 n비트

• 외부 단편화는 없으나 내부 단편화가 존재함

• 평균적으로 프로세스 당 반 페이지의 내부 단편화를 예상함

• 그렇다면 페이지 크기가 작은게 좋은가? 페이지 크기가 작으면 페이지 개수가 늘어나고 페이지 테이블의 크기가 반비례로 커짐

하드웨어 지원 -TLB

페이징 메모리 보호

• 각 프레임과 관련된 보호 비트에 의해 수행됨

1. 페이지 읽기 - 쓰기 또는 읽기 전용 비트
2. 유효 - 무효 비트
   • 유효로 설정되면 관련 페이지가 프로세스의 합법적인 페이지임을 나타냄
   • 무효로 설정되면 그 페이지는 프로세스의 논리 주소 공간에 속하지 않는 것을 나타냄

공유 페이징

장점 : 공통 코드를 공유할 수 있음