Memory Management

부서진·2023년 4월 25일

Computer Science

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Logical vs. Physical Address

Logical address (=virtual address)
- 프로세스마다 독립적으로 가지는 주소 공간
- 각 프로세스마다 0번지부터 시작
- CPU가 보는 주소는 logical address임
Physical address
- 메모리에 실제 올라가는 위치
주소 바인딩: 주소를 결정하는 것
Symbolic Address -> Logical Address -> Physical address

주소 바인딩 (Address Binding)

Compile time binding
- 물리적 메모리 주소(physical address)가 컴파일 시 알려짐
- 시작 위치 변경 시 재컴파일
- 컴파일러는 절대 코드(absolute code) 생성
Load time binding
- Loader의 책임하에 물리적 메모리 주소 부여
- 컴파일러가 재배치가능코드(relocatable code)를 생성한 경우 가능
Execution time binding (=Run time binding)
- 수행이 시작된 이후에도 프로세스의 메모리 상 위치를 옮길 수 있음
- CPU가 주소를 참조할 때마다 binding을 점검 (address mapping table)
- 하드웨어적인 지원이 필요 (e.g. base and limit registers, MMU)

Hardware Support for Address Translation

Memory-Management Unit (MMU)
- logical address를 physical address로 매핑해주는 Hardware device
- 사용자 프로세스가 CPU에서 수행되며 생성해내는 모든 주소값에 대해 base register (=relocation register)의 값을 더한다
운영체제 및 사용자 프로세스 간의 메모리 보호를 위해 사용하는 레지스터
- Relocation register: 접근할 수 있는 물리적 메모리 주소의 최소값
- Limit register: 논리적 주소의 범위

Dynamic Loading

프로세스 전체를 메모리에 미리 다 올리는 것이 아니라 해당 루틴이 불려질 때 메모리에 load하는 것
memory utilization의 향상
가끔씩 사용되는 많은 양의 코드의 경우 유용 (예. 오류 처리 루틴)
운영체제의 특별한 지원 없이 프로그램 자체에서 구현 가능 (OS는 라이브러리를 통해 지원 가능)
Loading: 메모리로 올리는 것

Overlays

메모리에 프로세스의 부분 중 실제 필요한 정보만을 올림
프로세스의 크기가 메모리보다 클 때 유용
운영체제의 지원없이 사용자에 의해 구현
작은 공간의 메모리를 사용하던 초창기 시스템에서 수작업으로 프로그래머가 구현
- "Manual Overlay"
- 프로그래밍이 매우 복잡

Swapping

프로세스를 일시적으로 메모리에서 backing store로 쫓아내는 것
Backing store (=swap area) 디스크
- 많은 사용자의 프로세스 이미지를 담을 만큼 충분히 빠르고 큰 저장 공간
Swap in / out
- 일반적으로 중기 스케줄러(swapper)에 의해 swap out시킬 프로세스 선정
- priority-based CPU scheduling algorithm
  - priority가 낮은 프로세스를 swapped out시킴
  - priority가 높은 프로세스를 메모리에 올려 놓음
- Compile time 혹은 load time binding에서는 원래 메모리 위치로 swap in해야 함 (따라서, Run time binding에 최적)
- Execution time binding에서는 추후 빈 메모리 영역 아무 곳에나 올릴 수 있음
- swap time은 대부분 transfer time (swap되는 양에 비례하는 시간)임

Dynamic Linking

Linking을 실행 시간(execution time)까지 미루는 기법
Static linking
- 라이브러리가 프로그램의 실행 파일 코드에 포함됨
- 실행 파일의 크기가 커짐
- 동일한 라이브러리를 각각 프로세스가 메모리에 올리므로 메모리 낭비 (eg. printf 함수의 라이브러리 코드)
Dynamic linking
- 라이브러리가 실행시 연결(link)됨
- 라이브러리 호출 부분에 라이브러리 루틴 위치를 찾기 위한 stub이라는 작은 코드를 둠
- 라이브러리가 이미 메모리에 있으면 그 루틴의 주소로 가고 없으면 디스크에서 읽어옴
- 운영체제의 도움이 필요

Allocation of Physical Memory

메모리는 일반적으로 두 영역으로 나뉘어 사용
- OS 상주 영역: interrupt vector와 함께 낮은 주소 영역 사용
- 사용자 프로세스 영역: 높은 주소 영역 사용
  - 사용자 프로세스 영역의 할당 방법

Contiguous allocation

각각의 프로세스가 메모리의 연속적인 공간에 적재되도록 하는
고정 분할 방식 (Fixed partition allocation)
- 물리적 메모리를 몇 개의 영구적 분할로 나눔
- 분할의 크기가 모두 동일한 방식과 서로 다른 방식이 존재
- 분할당 하나의 프로그램 적재
- 융통성이 없음
  - 동시에 메모리에 load되는 프로그램의 수가 고정됨
  - 최대 수행 가능 프로그램 크기 제한
- Internal/External fragmentation 발생
가변 분할 방식 (Variable partition allocation)
- 프로그램의 크기를 고려해서 할당
- 분할의 크기, 개수가 동적으로 변함
- 기술적 관리 기법 필요
- External fragmentation 발생
Hole
- 가용 메모리 공간
- 다양한 크기의 hole들이 메모리 여러 곳에 흩어져 있음
- 프로세스가 도착하면 수용가능한 hole을 할당
- 운영체제는 할당 공간, 가용 공간의 정보를 유지
Dynamic Storage-Allocation Problem
: 가변 분할 방식에서 size n인 요청을 만족하는 가장 적절한 hole을 찾는 문제
- First-fit
  - Size가 n 이상인 것 중 최초로 찾아지는 hole에 할당
- Best-fit
  - Size가 n 이상인 가장 작은 hole을 찾아서 할당
  - Hole들의 리스크가 크기 순으로 정렬되지 않은 경우 모든 hole의 리스트를 탐색해야 함
  - 많은 수의 아주 작은 hole들이 생성됨
- Worst-fit
  - 가장 큰 hole에 할당
  - 역시 모든 리스트를 탐색해야 함
  - 상대적으로 아주 큰 hole들이 생성됨
- First-fit과 best-fit이 worst-fit보다 속도와 공간 이용률 측면에서 효과적인 것으로 알려짐 (실험적인 결과)
Compaction
- external fragmentation 문제를 해결하는 한 가지 방법
- 사용 중인 메모리 영역을 한 군데로 몰고 hole들을 다른 한 곳으로 몰아 큰 block을 만드는 것
- 매우 비용이 많이 드는 방법임
- 최소한의 메모리 이동으로 compaction하는 방법 (매우 복잡한 문제)
- Compaction은 프로세스의 주소가 실행 시간에 동적으로 재배치 가능한 경우에만 수행될 수 있다

Noncontiguous allocation

하나의 프로세스가 메모리의 여러 영역에 분산되어 올라갈 수 있음

Paging

Process의 virtual memory를 동일한 사이즈의 page 단위로 나눔
Virtual memory의 내용이 page 단위로 noncontiguous하게 저장됨
일부는 backing storage에, 일부는 physical memory에 저장
Basic method
- physical memory를 동일한 크기의 frame으로 나눔
- logical memory를 동일 크기의 page로 나눔 (frame과 같은 크기)
- 모든 가용 frame들을 관리
- page table을 사용하여 logical address를 physical address로 변환
- External fragmentation 발생 안함
- Internal fragmentation 발생 가능
Implementation of Page Table
- Page table은 main memory에 상주
- Page-table base register (PTBR)가 page table을 가리킴
- Page-table length register (PTLR)가 테이블 크기를 보관
- 모든 메모리 접근 연산에는 2번의 memory access 필요
- page table 접근 1번, 실제 data/instruction 접근 1번
- 속도 향상을 위해 associative register 혹은 translation look-aside buffer (TLB)라 불리는 고속의 lookup hardware cache 사용
Associate Register (TLB)
- parallel search 가능
- page table 중 일부만 존재하여 TLB에 있는 경우에는 곧바로 frame을 얻는 반면, main memory에 있는 page table로부터 frame을 얻음
- context switch 때 flush (remove old entries)
Effective Access Time

Associative register lookup time = ε
memory cycle time = 1
Hit ratio = α (associate register에서 찾아지는 비율)
			<hit>	<miss>
EAT =  (1 + ε) α + (2 + ε)(1 - α)
    = 2 + ε - α

Two-Level Page Table
- 현대의 컴퓨터는 address space가 매우 큰 프로그램 지원
- 32 bit address 사용시: $2^32$ (4G)의 주소 공간
  - page size가 4K시 1M개의 page table entry 필요
  - 각 page entry가 4B시 프로세스당 4M의 page table 필요
  - 그러나, 대부분의 프로그램은 4G의 주소 공간 중 지극히 일부분만 사용하므로 page table 공간이 심하게 낭비됨
- page table 자체를 page로 구성
- 사용되지 않는 주소 공간에 대한 outer page table의 엔트리 값은 NULL (대응하는 inner page table이 없음)
- logical address (on 32-bit machine with 4K page size)의 구성
  - 20 bit의 page number
  - 12 bit의 page offset
- page table 자체가 page로 구성되기 때문에 page number는 다음과 같이 나뉜다 (각 page entry가 4B)
  - 10 bit의 page number
  - 10 bit의 page offset

$$P_{1}$$: page table의 index
$$P_{2}$$: page table의 page에서의 변위(displacement)

page number	page offset
$$p_{1}$$	$$p_{2}$$	d
10	10	12

Multilevel Paging and Performance
- Address space가 더 커지면 다단계 페이지 테이블 필요
- 각 단계의 페이지 테이블이 메모리에 존재하므로 logical address의 physical address 변환에 더 많은 메모리 접근 필요
- TLB를 통해 메모리 접근 시간을 줄일 수 있음
- 4단계 페이지 테이블을 사용하는 경우
  - 메모리 접근 시간이 100ns, TLB 접근 시간이 20ns
  - TLB hit ratio가 98%인 경우
    effective memory access time = 0.98 120 + 0.02 520 = 128 nanoseconds
Memory Protection
- Page table의 각 entry마다 아래의 bit를 둔다
- Protection bit
  - page에 대한 접근 권한 (read/write/read-only)
- Valid-invalid bit
  - "valid"는 해당 주소의 frame에 그 프로세스를 구성하는 유효한 내용이 있음을 뜻함 (접근 허용)
  - "invalid"는 해당 주소의 frame에 유효한 내용이 없음을 뜻함 (접근 불허)
    - 프로세스가 그 주소 부분을 사용하지 않는 경우
    - 해당 페이지가 메모리에 올라와 있지 않고 swap area에 있는 경우
Inverted Page Table
- page table이 매우 큰 이유
  - 모든 process별로 그 logical address에 대응하는 모든 page에 대해 page table entry가 존재
  - 대응하는 page가 메모리에 있든 아니든 간에 page table에는 entry로 존재
- Page frame 하나당 page table에 하나의 entry를 둔 것 (system-wide)
- 각 page table entry는 각각의 물리적 메모리의 page frame이 담고 있는 내용 표시 (process-id, process의 logical address)
- 테이블 전체를 탐색해야 함 -> associative register 사용 (expensive)
Shared Page
- Shared code
  - Re-entrant Code (=Pure code)
  - read-only로 하여 프로세스 간에 하나의 code만 메모리에 올림 (eg. text editors, compilers, window systems)
  - Shared code는 모든 프로세스의 logical address space에서 동일한 위치에 있어야 함
- Private code and data
  - 각 프로세스들은 독자적으로 메모리에 올림
  - logical address space의 어느 곳에 와도 무방

Segmentation

프로그램은 의미 단위인 여러 개의 segment로 구성
- 작게는 프로그램을 구성하는 함수 하나하나를 세그먼트로 정의
- 크게는 프로그램 전체를 하나의 세그먼트로 정의 가능
- 일반적으로는 code, data, stack 부분이 하나씩의 세그먼트로 정의됨

segment는 다음과 같은 logical unitemfdla

	function,
    global variables,
    stack,
    symbol table, arrays

Segmentation Architecture
- Logical address는 segment-number, offset으로 구성
- Segment table
  - base: starting physical address of the segment
  - limit: length of the segment
- Segment-table base register (STBR)
  - 물리적 메모리에서의 segment table의 위치
- Segment-table length register (STLR)
  - 프로그램이 사용하는 segment의 수
    segment number s is legal if s < STLR
- Protection
  - 각 세그먼트 별로 protection bit가 있음
  - Each entry:
    - Valid bit = 0 => illegal segment
    - Read/Write/Execution 권한 bit
- Sharing
  - shared segment
  - same segment number
  - segment는 의미 단위이기 때문에 공유(sharing)와 보안(protection)에 있어 paging보다 훨씬 효과적이다
- Allocation
  - fisrt fit / best fit
  - external fragmentation 발생
  - segment의 길이가 동일하지 않으므로 가변분할 방식에서와 동일한 문제점들이 발생