Virtual Memory [Operation System]

SnowCat·2023년 2월 20일

CS 운영체제

CS - Operating System

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스와핑

현재 사용되지 않는 프로세스들을 보조기억장치 일부 영억으로 쫒아내고 빈 공간에 새 프로세스를 적재하는 방법
스와핑을 통해 프로세스들이 요구하는 메모리 공간 크기가 실제 메모리 크기보다 커질 수 있게 됨

연속 메모리 할당

프로세스들은 메모리의 빈 공간에 할당됨
빈 공간이 여러개 있다면 여러 공간 중 하나에 할당되는데, 최초 적합, 최적 적합, 최악 적합의 3가지 방식이 있음
최초 적합: 운영체제가 메모리 내 빈 공간을 검색하다가 적재할 수 있는 공간을 발견하는 대로 그 공간에 프로세스를 배치하는 방식
최적 적합: 운영체제가 빈 공간을 모두 검색하고 적재 가능한 가장 작은 공간에 할당하는 방식
최악 적합: 운영체제가 빈 공간을 모두 검색하본 뒤 적재 가능한 가장 큰 공간에 할당
프로세스를 연속적으로 메모리에 할당하는 방식은 메모리를 외부 단편화 문제로 인해 메모리를 효율적으로 사용하는 방법은 아님

외부 단편화

메모리를 할당한 다음 해제하는 과정에서 여러개의 빈 공간이 생겨 메모리가 낭비되는 현상
메모리 단편화를 해결하기 위한 방법으로 메모리 압축, 페이징이 있음
- 메모리 압축: 프로세스를 재배치시켜 빈 공간들을 하나로 모으는 방식, 많은 오버헤드를 야기하는 단점이 있음

페이징

프로세스의 논리 주소 공간을 페이지라는 일정 단위로 자르고, 메모리의 물리 주소 공간을 프레임이라는 페이지와 동일한 일정한 단위로 잘라 페이지를 프레임에 할당하는 가상 메모리 관리 기법
프로세스 단위가 아니라 페이지 단위로 스왑을 진행하며, 실행에 필요한 페이지들은 메모리로 페이지 인, 메모리에 있을 필요가 없는 페이지들은 페이지 아웃을 진행함

페이지 테이블

물리 주소에 불연속적으로 배치되더라도 CPU 입장에서 바라보는 논리 주소에는 연속적으로 배치되도록 하는 방법
페이지 번호와 프레임 번호를 짝지어 주는 역할을 함
페이지 테이블은 프로세스마다 존재함
페이징은 외부 단편화를 해결해 주지만, 페이지의 마지막 부분에 빈 공간이 생기는 내부 단편화 문제가 생김

PTBR

프로세스마다 페이지 테이블이 있고 각 페이지 테이블은 CPU 내의 프로세스 테이블 베이스 레지스터(PTBR)이 가리킴
CPU는 PTBR 레지스터를 통해 프로세스의 프레임이 각각 어디에 할당되는지 알 수 있게 됨
페이지 테이블이 메모리에 있으면 메모리를 접근하는 시간이 두배로 증가하게 됨 (페이지 테이블 참조, 실제 메모리 주소 접근) => 속도 저하의 문제가 있음

TLB

페이지 테이블의 캐시 메모리로, 페이지 테이블의 일부를 가져와 저장하는 공간
TLB 히트가 되면 메모리 접근을 한번 하고, TLB 미스가 일어나면 메모리 접근을 두번 진행하게 됨
메모리의 접근을 줄일 수 있다는 장점이 있음

페이징에서의 주소 변환

어떤 프레임에 접근하고 싶은지, 접근하려는 주소가 그 페이지, 프레임으로부터 얼마나 떨어져 있는지를 우선 알아야 함
이를 위해 페이징 시스템에서의 논리 주소는 페이지 번호와 변위의 2가지로 이루어져 있고, 이는 페이지 테이블을 통해 프레임 번호, 변위로 변환되게 됨
ex)
- 논리주소 <페이지 번호, 변위>가 <5, 2>인 곳에 접근하고자 한다.
- 이 때 5번페이지의 프레임 번호를 페이지 테이블로부터 확인한다.
- 5번 페이지가 1번 프레임에 있고 이는 8-12번지를 차지한다 하면, <5, 2>의 주소는 8번지로부터 2만큼 떨어진 10번지가 됨

페이지 테이블 엔트리

페이지 테이블에서 각각의 행을 페이지 테이블 엔트리(PTE)라고 함
PTE에는 페이지 번호, 프레임 번호, 유효비트, 보호 비트, 참조 비트, 수정 비트가 있음
유효 비트: 현재 해당 페이지에 접근 가능한지 여부 (= 스왑됬는지 여부)
유효 비트가 0인 페이지에 접근하려고 하면 페이지 폴트 인터럽트가 발생하며 사진과 같은 절차를 거침

보호 비트: 페이지 보호 기능을 위해 조냊하며, 페이지의 읽기, 쓰기, 실행 등의 권한을 제한하는 역할을 함
참조 비트: CPU가 이 페이지에 접근한 적이 있는지 여부
수정 비트: CPU가 이 페이지에 데이터를 쓴 적이 있는지 여부, 데이터가 변경됬으면 스왑 아웃 시 보조기억장치에도 쓰기 작업을 해야 하기 때문에 존재

요구 페이징

처음부터 모든 페이지를 적재하지 않고 필요한 페이지만을 메모리에 적재하는 기법
다음과 같은 과정을 통해 CPU는 프레임에 접근함
- CPU가 특정 페이지에 접근하는 명령어를 실행
- 해당 페이지의 유효 비트가 1일 경우 CPU는 페이지가 적재된 프레임에 접근
- 유효 비트가 0이면 페이지 폴트 발생
- 페이지 폴트 처리 루틴을 해당 메모리로 적재하고 유효 비트를 설정
요규 페이징 시스템이 안정적으로 작동하려면 페이지 교체, 프레임 할당 관리를 잘 해야함

페이지 교체 알고리즘

어떤 페이지를 보조기억장치로 내놓을 것인지를 결정하는 알고리즘
페이지 폴트를 최소화하는 알고리즘이 좋은 알고리즘임
페이지 폴트 횟수를 알기 위해 페이지 참조열을 확인함
페이지 참조열: CPU가 참조하는 페이지들 중에 연속된 페이지를 생략한 페이지열

FIFO 페이지 교체 알고리즘

메모리에 가장 먼저 올라온 페이지부터 교체하는 방식
프로그램 실행 내내 사용될 페이지까지 페이지 교체를 하기 때문에 성능면에서 좋지는 않음

2차 기회 페이지 교체 알고리즘

FIFO 교체 알고리즘을 보완하는 방식
참조 비트가 1이면 참조 비트를 0으로 바꾸고 적재 시간을 현재시간으로 바꿔줌

최적 페이지 교체 알고리즘

CPU에 의해 참조되는 횟수를 고려하는 알고리즘
앞으로의 사용 빈도가 가장 낮은 페이지부터 교체함
가장 낮은 페이지 폴트율을 보장하지만, 예측이 어렵기 때문에 실제 구현이 어려움

LRU(Least Recently Used) 페이지 교체 알고리즘

가장 오래 사용하지 않은 페이지를 교체하는 알고리즘
최적 페이지 교체 알고리즘에 비해 구현이 쉬움

스래싱

스래싱은 프로세스보다 실행되는 시간보다 페이징에 더 많은 시간을 소요해 성능이 저하되는 문제
스래싱으로 인해 동시 실행되는 프로세스의 수를 늘린다고 CPU 이용률이 높아지는 것은 아님
스래싱의 페이지 폴트가 자주 발생하는 이유는 페이지 교체 알고리즘 보다도 프로세스가 사용할 수 있는 프레임 자체가 적은 것이 원인인 경우가 많음
각 프로세스가 필요로 하는 최소한의 프레임 수를 확인하고 프로세스들에게 적절한 프레임을 할당해야 함
프레임 할당 방법에는 균등 할당, 비례 할당, 작업 집합 모델, 페이지 폴트 빈도 방식이 있음
균등 할당: 모든 프로세스들에게 균등하게 프레임을 할당하는 방식
비레 할당: 프로세스의 크기에 비례하여 프레임 할당
작업 집합 모델: CPU가 특정 시간 동안 주로 참조한 페이지 개수만큼 프레임 할당
작업 집합을 구하기 위해서는 프로세스가 참조한 페이지, 시간 간격을 알고 그 동안에 주로 참조한페이지를 확인
페이지 폴트 빈도: 페이지 폴트율에 상한선과 하한선을 정하고 그 내부 범위에서만 프레임을 할당 방식
균등 할당, 비례 할당은 정적 할당 방식, 작업 집합 모델, 페이지 폴트 빈도는 동적 할당 모델임

쓰기 시 복사

프로세스는 기본적으로 자원을 공유하지 않기 때문에 자식 프로세스들은 부모 프로세스가 적재된 별도의 공간에 통째로 복재됨 => 프로세스 시간 지연, 메모리 낭비
쓰기시 복사는 부모 프로세스와 동일한 자식 프로세스가 복제되면 자식 프로세스는 부모 프로세스와 동일한 프레임을 가리키는 방식
쓰기 작업이 없다면 이 상태를 유지하고, 쓰기작업을 하면 별도의 공간으로 복제됨