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Virtual Memory

Demand Paging

• 실제로 필요할 때 page를 메모리에 올리는 것

  1. I/O 양의 감소
  2. Memory 사용량 감소
  3. 빠른 응답 시간
  4. 더 많은 사용자 수용

• Valid / Invalid bit의 사용

  Invalid의 의미
  - 사용되지 않는 주소 영역인 경우
  - 페이지가 물리적 메모리에 없는 경우
  처음에는 모든 page entry가 invalid로 초기화
  address translation시에 invalid bit이 set되어 있다면? => page fault

Memory에 없는 Page의 Page Table

Page Fault

• 요청한 페이지가 메모리가 없다(CPU는 운영체제에게 넘어감 - page fault trap)

• invalid page를 접근하면 MMU가 trap을 발생시킴

• Kernel mode로 들어가서 page fault handler가 invoke됨

Page fault 처리 순서

1. Invalid reference?(ex. bad address, protection violation) => abort process
2. Get an empty page frame(없으면 뺏어온다 replace)
3. 해당 페이지를 disk에서 memory로 읽어온다
   • 1. disk I/O가 끝나기까지 이 프로세스는 CPU를 preempt 당함(block)
   • 2. Disk read가 끝나면 page tables entry 기록, valid / invalid bit = "valid"
   • 3. ready queue에 process를 insert -> dispatch later
4. 이 프로세스가 CPU를 잡고 다시 running
5. 아까 중단되었던 instruction을 재개
   

Performance of Demand Paging

• Page Fault Rate 0 <= p <= 1.0
  - if p == 0 no page faults
  • if p == 1, every reference is a fault
• Effective Access Time : (1-p) * memory access + p (OS & HW page fault overhead + swap page out if needed + swap page in + OS & HW restart overhead)

Free frame이 없는 경우

• Page replacement

  1. 어떤 frame을 빼앗아올지 결정해야 함
  2. 곧바로 사용되지 않을 page를 쫓아내는 것이 좋음
  3. 동일한 페이지가 여러 번 메모리에서 쫓겨났다가 다시 들어올 수 있음

• Replacement Algorithm

  1. page-fault rate를 최소화하는 것이 목표
  2. 알고리즘의 평가
     • 주어진 page referemce string에 대해 page fault를 얼마나 내는지 조사
  3. reference string의 예시 : 1, 2, 3, 4, 1, 2, 5, 1, 2, 3, 4, 5
     

Optimal Algorithm

• Min(OPT) : 가장 먼 미래에 참조되는 page를 replace

• 4 frames exaple
  

• 미래의 참조를 어떻게 아는가? Offline algorithm

• 다른 알고리즘의 성능에 대한 upper bound 제공 : Belady's optimal algorithm, MIN, OPT등으로 불린다.

FIFO Algorithm

• FIFO : First In First Out - 먼저 들어온 것을 먼저 내쫓음
  

• FIFO Anomaly (Belady's Anomaly)

  more frames => less page faults

LRU Algorithm

• LRU : 가장 오래전에 참조된 것을 지운다
  

LFU Algorithm

• LFU : 참조 횟수(reference count)가 가장 적은 페이지를 지움

• 최저 참조 횟수인 page가 여럿 있는 경우

  LFU 알고리즘 자체에서는 여러 page중 임의로 선정
  성능 향상을 위해 가장 오래 전에 참조된 page를 지우게 구현할 수도 있다.

• 장단점

  1. LRU처럼 직전 참조 시점만 보는 것이 아니라 장기적인 시간 규모를 보기 때문에 page의 인기도를 좀 더 정확히 반영할 수 있음
  2. 참조 시점의 최근성을 반영하지 못함
  3. LRU보다 구현이 복잡

LRU & LFU

LRU 구현

LFU 구현

다양한 cashing 환경

• cashing 기법

  1. 한정된 빠른 공간(=캐쉬)에 요청된 데이터를 저장해 두었다가 후속 요청시 캐쉬로부터 직접 서비스하는 방식
  2. paging system외에도 cache memory, buffer caching, Web caching 등 다양한 분야에서 제공

• 캐쉬 운영의 시간 제역

  1. 교체 알고리즘에서 삭제할 항목을 결정하는 일에 지나치게 많은 시간이 걸리는 경우 실제 시스템에서 사용할 수 없음
  2. Buffer caching이나 Web caching의 경우
     • O(1)에서 O(log n)정도까지 허용
  3. Paging system인 경우
     • page fault인 경우에만 OS가 관여함
     • 페이지가 이미 메모리에 존재하는 경우 참조시각 등의 정보는 OS가 알 수 없다.
     • O(1)인 LRU의 list조착조차 불가능

Clock Algorithm

• Clock Algorithm

  LRU의 근사 알고리즘
  여러 명칭으로 불림(Second chance algorithm, NUR(Not Used Recently, NRU(Not recently Used)
  Reference bit을 사용해서 교체 대상 페이지 선정(circular list)
  reference bit가 0인 것을 찾을 때까지 포인터를 하나씩 앞으로 이동
  포인터 이동 중 reference bit 1은 모두 0으로 바꿈
  Reference bit이 0인 것을 찾으면 해당 페이지 교체
  한 바퀴 되돌아와서도(=second chance) 0이면 그때는 replace
  자주 사용되는 페이지라면 second chance가 올 때 1

• Clock Algorithm의 개선

  reference bit과 modified bit(dirty bit)을 함께 사용
  reference bit == 1 : 최근에 참조된 페이지
  modified bit == 1 : 최근에 변경된 페이지 (I/O를 동반하는 페이지)

Page Frame의 Allocation

• Allocation problem : 각 process에 얼만큼의 page frame을 할당할 것인가?

• Allocation의 필요성

  메모리 참조 명령어 수행시 명렁어, 데이터 등 여러 페이지 동시 참조
  - 명령어 수행을 위해 최소환 할당되어야 하는 frame의 수가 있다.
  Loop를 구성하는 page들은 한꺼번에 allocate되는 것이 유리함
  - 최소한의 allocation이 없으면 매 loop마다 page fault

• Allocation Scheme

  1. Equal allocation : 모든 프로세스에 똑같은 갯수 할당
  2. Proportional allocation : 프로세스 크기에 비례하여 할당
  3. Priority allocation : 프로세스의 priority에 따라 다르게 할당

Global vs Local Replacement

• Global replacement

  1. Replace시 다른 process에 할당된 frame을 빼앗아 올 수 있다
  2. Process별 할당량을 조절하는 또 다른 방법
  3. FIFO, LRU, LFU등의 알고리즘을 global replacement로 사용시에 해당
  4. Working set, PFF 알고리즘 사용

• Local replacement

  1. 자신에게 할당된 frame 내에서만 replacement
  2. FIFO, LRU, LFU 등의 알고리즘을 process별로 운영시

Thrashing

• 프로세스의 원활한 수행에 필요한 최소한의 page frame수를 할당 받지 못한 경우 발생
• Page fault rate가 매우 높아짐
• CPU utilization이 낮아짐
• OS는 MPD(Multiprogramming degree)를 높혀야 한다고 판단
• 또 다른 프로세스가 시스템에 추가됨(higher MPD)
• 프로세스 당 할당된 frame의 수가 더욱 감소
• 프로세스는 page의 swap in / swap out으로 매우 바쁨
• 대부분의 시간에 CPU는 한가함
• low throughput

Thrashing Diagram

Working-Set model

• Locality of reference

  1. 프로세스는 특정 시간 동안 일정 장소만을 집중적으로 참조한다
  2. 집중적으로 참조되는 해당 page들의 집합을 locality set이라고 한다

• Working-set Model

  1. Locality에 기반하여 프로세스가 일정 시간 동안 원활하게 수행되기 위해 한꺼번에 메모리에 올라와 있어야 하는 page들의 집합을 Working Set이라 정의함
  2. Working Set모델에서는 process의 working set전체가 메모리에 올라와 있어야 수행되고 그렇지 않을 경우 모든 frame을 반납한 후 swap out(suspend)
  3. Thrashing을 방지함
  4. Multiprogramming degree를 결정함

Working set의 결정

• Working set window를 통해 알아냄
• window size가 X인 경우

  시각 ti에서의 working set WS(ti)
  - Time interval[ ti - X, ti ]사이에 참조된 서로 다른 페이지들의 집합
  Working set에 속한 page는 메모리에 유지, 속하지 않은 것은 버림
  - 참조된 후 X시간 동안 해당 page를 메모리에 유지한 후 버림
  

Working-Set Algorithm

• Process들의 working set size의 합이 page frame의 수보다 큰 경우

  일부 process를 swap out시켜 남은 process의 working set을 우선적으로 충족시킨다(MPC를 줄임)

• Working set을 다 할당하고도 page frame이 남는 경우

  Swap out되었던 프로세스에게 working set을 할당(MPD를 키움)

Windox size X

• Working set을 제대로 탐지하기 위해서는 window size를 잘 결정해야 한다
• X값이 너무 작으면 locality set을 모두 수용하지 못할 우려가 있음
• X값이 크면 여러 규모의 locality set수용
• X값이 무한대이면 전체 프로그램을 구성하는 page를 working set으로 간주

PFF(Page-Fault Frequency) Scheme

• page-fault rate의 상한값과 하한값을 둔다

  Page fault rate가 상한값을 넘으면 frame을 더 할당한다
  Page fault rate가 하한값 이하이면 할당 frame수를 줄인다

• 빈 frame이 없으면 일부 프로세스를 swap out

Page Size의 결정

• Page size를 감소시키면

  1. 페이지 수 증가
  2. 페이지 테이블 크기 증가
  3. Internal fragmentation 감소
  4. Disk transfer의 효율성 감소
     • Seek / rotation vs transfer
  5. 필요한 정보만 메모리에 올라와 메모리 이용이 효율적
     • Locality의 활용 측면에서는 좋지 안흥ㅁ

• 현재 트랜드 : Larger page size