Virtual Memory

Demand Paging

• 실제로 필요할 때 page를 메모리에 올리는 것
  • I/O 양의 감소
  • Memory 사용량 감소
  • 빠른 응답 시간
  • 더 많은 사용자 수용
• Valid / Inavlid bit의 사용
  • Invalid의 의미
    • 사용되지 않는 주소 영역인 경우
    • 페이지가 물리적 메모리에 없는 경우
  • 처음에는 모든 page entry가 invalid로 초기화
  • address translation 시에 invalid bit가 set되어 있으면 => "page fault"

Page Fault

• invalid page를 접근하면 MMU가 trap을 발생시킴 (page fault trap)
• Kernel mode로 들어가서 page fault handler가 invoke됨
• 다음과 같은 순서로 page fault를 처리한다
  1. Invalid reference? (eg. bad address, protection violation) => abort process.
  2. Get an empty page fram (없으면 뺏어온다: repalce)
  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
  • 어떤 frame을 빼앗아올지 결정해야 함
  • 곧바로 사용되지 않을 page를 쫓아내는 것이 좋음
  • 동일한 페이지가 여러 번 메모리에서 쫓겨났다가 다시 들어올 수 있음
• Replacement Algorithm
  • page-fault rate를 최소화하는 것이 목표
  • 알고리즘의 평가
    • 주어진 page reference string에 대해 page fault를 얼마나 내는지 조사
  • reference string의 예) 1, 2, 3, 4, 1, 2, 5, 1, 2, 3, 4, 5

Optimal Algorithm

• MIN (OPT): 가장 먼 미래에 참조되는 page를 replace
• 미래의 참조를 어떻게 아는가? Offline algorithm
• 다른 알고리즘의 성능에 대한 upper bound 제공
  • Belady's optimal algorithm, MIN, OPT 등으로 불림

FIFO Algorithm

• FIFO (First in First Out): 먼저 들어온 것을 먼저 내쫓음
• FIFO Anomaly (Belady's Anomaly)
  • more frames => less page faults

LRU Alogirthm

• LRU (Least Recently Used): 가장 오래 전에 참조된 것을 지움
• Linked List 형태로 저장, O(1) complexity, 비교 필요하지 않음

LFU Algorithm

• LFU (Least Frequently Used): 참조 횟수 (refernce count)가 가장 적은 페이지를 지움
  • 최저 참조 횟수인 page가 여럿 있는 경우
    • LFU 알고리즘 자체에서는 여러 page 중 임의로 선정한다
    • 성능 향상을 위해 가장 오래 전에 참조된 page를 지우게 구현할 수도 있다
  • 장단점
    • LRU처럼 직전 참조 시점만 보는 것이 아니라 장기적인 시간 규모를 보기 때문에 page의 인기도를 좀 더 정확히 반영할 수 있음
    • 참조 시점의 최근성을 반영하지 못함
    • LRU보다 구현이 복잡함
• Linked list O(n) -> Heap O(log n)

다양한 캐싱 환경

• 캐싱 기법
  • 한정된 빠른 공간(=캐시)에 요청된 데이터를 저장해 두었다가 후속 요청시 캐시로부터 직접 서비스하는 방식
  • paging system 외에도 cache memory, buffer caching, Web caching 등 다양한 분야에서 사용
• 캐시 운영의 시간 제약
  • 교체 알고리즘에서 삭제할 항목을 결정하는 일에 지나치게 많은 시간이 걸리는 경우 실제 시스템에서 사용할 수 없음
  • Buffer caching이나 Web caching의 경우 O(1)에서 O(log n)정도까지 허용
  • Paging System인 경우
    • page fault인 경우에만 OS가 관여함
    • 페이지가 이미 메모리에 존재하는 경우 참조시각 등의 정보를 OS가 알 수 없음
    • O(1)인 LRU의 list 조작조차 불가능

Clock Algorithm

• LRU의 근사 알고리즘 (Second chance algorithm, NUR 또는 NRU)

• Reference bit을 사용해서 교체 대상 페이지 선정 (circular list)

• Reference bit가 0인 것을 찾을 때까지 포인터를 하나씩 앞으로 이동

• 포인터 이동하는 중에 reference bit 1은 모두 0으로 바뀜

• Reference bit이 0인 것을 찾으면 그 페이지를 교체

• 한 바퀴 되돌아와서도(=second chance) 0이면 그때에는 replace 당함

• 자주 사용되는 페이지라면 second chance가 올 때 1

• reference bit와 modified bit(dirty bit)을 함께 사용

• reference bit = 1: 최근에 참조된 페이지

• modified bit = 1: 최근에 변경된 페이지 (I/O을 동반하는 페이지)

Page Frame의 Allocation

• 각 process에 얼마만큼의 page frame을 할당할 것인가

• 메모리 참조 명령어 수행시 명령어, 데이터 등 여러 페이지 동시 참조

  • 명령어 수행을 위해 최소한 할당되어야 하는 frame의 수가 있음

• Loop를 구성하는 page들을 한꺼번에 allocate 되는 것이 유리함

  • 최소한의 allocation이 없으면 매 loop마다 page fault

• Equal allocation: 모든 프로세스에 똑같은 갯수 할당

• Proportional allocatio: 프로세스 크기에 비례하여 할당

• Priority allocation: 프로세스의 priority에 따라 다르게 할당

Global vs. Local Replacement

• Global replacement
  • Replace시 다른 process에 할당된 frame을 빼앗아 올 수 있다
  • Process별 할당량을 조절하는 또 다른 방법
  • FIFO, LRU, LFU 등의 알고리즘을 global replacement로 사용시에 해당
  • Working set, PFF 알고리즘 사용
• Local replacement
  • 자신에게 할당된 frame 내에서만 replacement
  • FIFO, LRU, LFU 등의 알고리즘을 process 별로 운영시

Thrashing

• 프로세스의 원활한 수행에 필요한 최소한의 page frame 수를 할당 받지 못한 경우 발생
• Page fault rate이 매우 높아짐
• CPU utilization이 낮아짐
• OS는 MPD (Multiprogramming degree)를 높여야 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

Working-Set Model

• Locality of reference
  • 프로세스는 특정 시간동안 일정 장소만을 집중적으로 참조한다
  • 집중적으로 참조되는 해당 page들의 집합을 locality set이라 함
• Working-set Model
  • Locality에 기반하여 프로세스가 일정 시간동안 원활하게 수행되기 위해 한꺼번에 메모리에 올라와 있어야 하는 page들의 집합을 Working Set이라 정의함
  • Working Set 모델에서는 process의 working set 전체가 메모리에 올라와 있어야 수행되고 그렇지 않을 경우 모든 frame을 반납한 후 swap out (suspend)
  • Thrashing을 방지함
  • Multiprogramming degree를 결정함

Working-Set Algorithm

• Working set의 결정

  • Working set window를 통해 알아냄
  • window size가 $\triangle$인 경우
    • 시각 $t_{i}$에서의 working set $WS(t_{i})$
      • Time interval $[t_{i} - \triangle, t_{i}]$ 사이에 참조된 서로 다른 페이지들의 집합
    • Working set에 속한 page는 메모리에 유지, 속하지 않은 것은 버림
      (즉, 참조된 후 $\triangle$시간 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 충족시켜 준다 (MPD를 줄임)
  • Working set을 다 할당하고도 page frame이 남는 경우
    • Swap out되었던 프로세스에게 working set을 할당 (MPD를 키움)

• Window size $\triangle$

  • Working set을 제대로 탐지하기 위해서는 window size를 잘 결정해야 함
  • $\triangle$값이 너무 작으면 locality set을 모두 수용하지 못할 우려
  • $\triangle$값이 너무 크면 여러 규모의 locality set 수용
  • $\triangle$값이 $\infty$이면 전체 프로그램을 구성하는 page를 working set으로 간주

PFF (Page-Fault Frequency) Scheme

• page-fault rate의 상한값과 하한값을 둔다
  • Page fault rate이 상한값을 넘으면 frame을 더 할당한다
  • Page fault rate이 하한값 이하이면 할당 frame 수를 줄인다
• 빈 frame이 없으면 일부 프로세스를 swap out

Page Size의 결정

• Page size를 감소시키면

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

• Trend

  • Larger page size