그림으로 쉽게 배우는 운영체제 - 섹션7 가상메모리

섹션7 가상메모리

• 가상메모리는 이론상으로 무한대지만, 실제로는 물리메모리 크기와 CPU의 비트수로 결정된다.
  • 32bit인 경우, 표현 가능 주소값은 최대 2의 32승
• 동적주소변환 = 메모리 관리자가 메모리 + 하드디스크 스왑영역을 합쳐서 주소를 다루는 것
• 세그멘테이션과 페이징
  • 페이징
    • 논리주소공간을 나눈것은 페이지, 물리주소공간을 나눈것은 프레임
  • 세그멘테이션은 프로세스마다 크기가 달라 Bound Address가 필요하다
    • 외부단편화 발생
  • 페이지는 크기가 일정하기 때문에 Bound Address가 필요하지 않다.
    • 내부단편화 발생
• 페이지드 세그멘테이션도 있다.
• 디맨드 페이징
  • 실제로는 프로세스의 코드, 데이터, 힙, 스택 등의 일부만 올라온다
    • 나머지는 스왑 영역으로
    • 스왑 인(메모리로 가져옴), 스왑 아웃(메모리에서 스왑영역으로)
  • 지역성 이론
    • 공간의 지역성
      • 현재 위치와 가까운 데이터에 접근할 확률 높음
    • 시간의 지역성
      • 최근 접근한 데이터가 오래된 데이터보다 접근 확률 높음
  • 페이지 테이블 엔트리, PTE
    • 페이지마다 다양한 정보들이 있다
      • 접근이 있었는지, 변경이 있었는지, 이 페이지가 물리메모리에 있는건지, 접근권한은 어떤제 등등…
    • 프로세스가 특정 주소에 접근하려 할 때, 필요한 페이지가 스왑영역에 있다면
      프로세스를 잠시 중지 → 스왑영역 페이지를 메모리로 올림 → 다시 실행
    • 그럼 어떻게 스왑인 스왑아웃을 하나? → 페이지 교체 정책
• 페이지 교체 정책
  • Page fault가 발생하면 해당 페이지를 스왑 영역에서 메모리로 불러들여야 한다.
  • 메모리가 꽉 차서 공간이 없다면, 메모리에 있는 페이지 중 하나를 선택해서 스왑영역으로 옮겨야 한다.
  • 방법1 - 무작위
    • 지역성 고려 x, 자주 사용되는 페이지가 교체될 가능성이 있다
    • 방법2 - FIFO, 가장 오래된 페이지 교체
      • 자주 사용되는 페이지가 교체될 가능성이 있지만 구현이 간단, 수정하여 사용
        • 자주 사용하는 페이지에 추가 기회 부여 → 큐의 맨 뒤로 이동
  • 방법3 - Optimum, 가장 사용하지 않을 페이지 교체
    • 이론적인 방법, 성능 비교용
  • 방법4 - LRU, Least Recently Used
    • 시간의 지역성 활용
    • 시간을 표현하려면 PTE에 많은 비트가 필요하고, 오버플로우 가능성이 있다
      • 클락 알고리즘으로 유사하게 구현
• 스레싱
  • 운영체제는 프로세스를 늘려 멀티프로그래밍으로 CPU 사용량을 최대로 뽑으려 한다
    → 그만큼 메모리에 많은 프레임 필요
    → 실행되지 않는 프레임들은 스왑영역으로
    → 잦은 Page fault 발생 → CPU 작업시간보다 스왑 작업시간이 더 길어짐
    → CPU 사용률 하락 → CPU 스케줄러가 더 많은 프로세스 실행 → 반복
  • 원인 : 물리메모리 크기 부족
    • 하드웨어적 해결
      • 램을 늘려 스레싱 발생 시점을 늦춘다
      • 스레싱이 발생하지 않는다면, 메모리 늘려도 성능향상은 크지 않다
    • 소프트웨어적 해결
      • 너무 많은 페이지를 할당하면 다른 프로세스가 할당받을 페이지가 감소해 효율 하락
      • 너무 적은 페이지를 할당하면 잦은 Page fault → 잦은 스왑요청 → 스레싱 발생
      • 프로세스가 실행하면 일정량의 페이지를 할당하고,
        Page fault가 발생하면 더 많은 페이지 할당. 반대로도 조절
      • 어떤 페이지를 유지할 것인지는 지역성 이론 활용
        • 워킹셋 - 현재 메모리에 올라와있는 페이지들을 세트로 묶어두고, 컨택스트 스위칭 시 활용