System+os study 5
- 1. Computer System OS + SYSTEM PROGRAMMING #5 메모리 관리
- 2. 목차 • 컴퓨터 시스템 9장 : 가상메모리 + OS : 메모리 관리 • 메모리 관리 • 메모리 추상화 • 주소 공간 • 스와핑 • 가용 메모리 공간 관리 • 가상 메모리 • 페이징 • TLB • 페이지 테이블 종류 • 페이지 교체 알고리즘 • 주요 이슈 • 세그멘테이션 • 부록 • 참고 사이트 • 참고 서적
- 3. 메모리 관리? • 우리가 원하는 메모리 – 빠르고, 크고, 비 휘발성 • 비싸다 • 메모리는 언제나 부족한 자원 • 컴퓨터 성능을 높이기 위해 여러 방법들이 생김 • 메모리 계층 구조 • 가상 메모리 • ... • 공부하는 이유 • 메모리가 어떤 식으로 관리되는지 알아야 좋은 성능의 프로그램을 만들 수 있다. • 메모리는 컴퓨터의 모든 프로그램이 이용한다. • 많은 컴퓨터의 개념들이 메모리 개념을 바탕으로 깔고 간다. • 공부할 것 • OS가 어떻게 메모리를 추상화 하는가 • OS가 어떻게 메모리를 관리 하는가
- 4. 메모리 관리? • 메모리 계층구조 • 캐시 : 작고, 빠르고, 휘발성, 비쌈 • DRAM : 중간속도, 휘발성, 중간정도 가격 • 디스크 : 크고, 느리고, 비휘발성, 싸다 • USB, DVD 등도 포함 • 이러한 계층구조를 사용하기 좋은 모델로 추상화하고, 이 추상화된 객체를 관리하는 것이 OS의 역 할이다 • 메모리 관리자가 담당 • 현재 사용중인 메모리 부분 파악 • 프로세스에게 메모리 할당, 해제 • CPU 아래 있는 캐시는 보통 하드웨어에서 담당한다 • 앞으로 주로 DRAM에 관련된 내용을 다룰 것임
- 5. 메모리 관리 • 메모리 추상화 • 가상 메모리 • 세그멘테이션
- 6. 메모리 추상화 • 메모리 추상화가 없는 환경에서 메모리는 어떻게 작동할까? 물리 메모리를 그대로 사용하면 어떻 게 될까? • 다음과 같은 두 프로그램이 있다 • 각각 0번지에는 24번지로 점프하는 코드, 28번지로 점프하는 코드가 있다. • 맨 오른쪽은 두 프로그램이 메모리에 올라와 있는 상황이다. • 흰 색 프로그램은 16384주소부터 올라왔다. • 프로그램을 실행하여 jmp 28 코드를 만난다. • ??? 28은 회색 프로그램이 올라와 있는 곳이다. • ->이러한 경우 흰색 프로그램이 이용하는 모든 주소에 16384를 더해주어야 한다. • 시작 주소가 0이 아니라 16384이기 때문 • 프로그램을 실행할 때마다 자신의 시작 주소를 체크하고 코드를 수정해야 한다. • 매번 코드를 수정하는 것은 부담이 된다. ?!???
- 7. 메모리 추상화 • 물리 메모리를 직접 사용하면 생기는 단점 • 프로그램이 물리 메모리의 모든 주소를 접근할 수 있다면 사용자는 실수, 또는 의도적으로OS를 파괴할 수 있다. • 시스템이 중지될 수도 • 여러 프로그램들을 동시에 실행하는 것이 어렵다 • 서로의 메모리를 침범할 수 있기 때문 • 여러 프로그램들을 동시에 메모리에 적재하고 서로 간섭 없이 실행하고 싶다. • 그러기 위해서는 보호(protection)와 재배치(relocation)이 필요하다. • 보호 : 서로 남의 영역을 침범할 수 없도록 한다 • 재배치 : 앞에서 코드의 주소를 수정한 것 처럼, 어느 위치에 올라오든 정상 실행이 되도록 보정해 준다. • 이를 효과적으로 해결하기 위해 주소 공간(memory space)이라는 메모리 추상화 개념이 도입되었 다.
- 8. 메모리 추상화 • 주소 공간 • 프로세스가 메모리를 접근할 때 사용하는 주소들의 집합 • 각 프로세스는 자신만의 주소 공간을 갖는다. • 한 프로세스가 갖는 주소 공간은 다른 프로세스가 갖는 주소 공간과 독립되어 있다 • 프로그램은 한정된 길이의 논리 주소를 이용하고, 그 논리 주소로 표현할 수 있는 크기의 주소공간만을 이용할 수 있다. • 주소로 만들 수 있는 경우의 수가 주소 공간의 크기이다. • 주소가 32비트라면 2^32범위의 주소 공간을 이용할 수 있다. • 주소 공간은 다른 곳에서도 많이 이용되는 개념이다. • Ex) 휴대폰 전화번호를 위해 11개의 숫자를 이용한다 • 010 1111 1111 • -> 000 0000 0000 ~ 999 9999 9999 사이의 숫자 조합이 가능하다. • 휴대폰 번호 앞자리는 예약된 규칙이 있다. • 010, 011 등 • 메모리의 주소에도 규칙이 있다. 프로세스 A 프로세스 B 물리 메모리 주소공간 주소공간 프로세스는 주소공간을 이용 CPU(하드웨어) 가 논리 주소를 물리 주소로 변환
- 9. 메모리 추상화 프로세스A 주소 1234 값 불러와 프로세스 B 주소 1234 값 불러와 주소공간 주소공간 프로세스는 주소공간의 1234를 요청 A대학 학번 B111111 B대학 학번 B111111 A대학 학번 리스트 B대학 학번 리스트 학번 B111111을 가진 학생에게 편지를 보내려 한다. 각 대학이 가진 학번 리스트를 보고 학생의 정보(주소)를 찾는다. 프로세스 A의 데이터 프로세스 B의 데이터 CPU(하드웨어)가 주소공간의 1234가 실제로 물리메모리 어디에 올라와 있는지 알아내어 작업 보냄 보냄
- 10. 메모리 추상화 JMP 16412 프로세스 A 프로세스 B 물리 메모리 물리 메모리 주소 직접 이용 -> 프로그램 실행시마다 코드를 매번 바꾸어야 함 프로세스 A 프로세스 B 물리 메모리 주소공간 주소공간 프로세스는 주소공간을 이용 CPU(하드웨어)가 논리 주소를 물리 주소로 변환 ->여러 방법이 있음. 살펴볼 것임
- 11. 메모리 추상화 – Base, limit 레지스터 • 주소 공간을 적용한 예이다. • 각 프로세스의 코드를 수정하지 않았다. • 그대로 jmp 28을 이용한다. • 프로세스는(프로세스의 코드는) 실제로 물리 주소 어디에 올라왔는지 신경 쓰지 않는다. • base 레지스터와 limit 레지스터가 있다. • base 레지스터는 코드의 시작 주소를, limit 레지스터는 프로그램의 크기를 저장한다. • CPU는 주소를 참조할 때마다 base 레지스터에 저장된 값을 이용하여 보정한다. • 이용하려는 논리 주소가 limit 레지스터에 있는 값보다 큰지 체크한다. • limit 레지스터 값보다 크다면 메모리 참조는 중단되고, 결함(fault)가 발생한다. • 논리 주소가 범위 내라면, base 레지스터의 값과 더한 값을 이용하여 메모리에 접근한다 • 이렇게 매번 재배치하는 방식을 동적 재배치라고 한다. • Base 레지스터와 limit 레지스터를 사용하는 재배치의 단점 • CPU가 모든 메모리 참조마다 덧셈과 비교 연산을 해야 한다.
- 12. 메모리 추상화 • 여태까지의 예는 물리 메모리의 크기를 고려하지 않았다. • 실제로는 물리 메모리의 공간이 한정되어 있다. • 여러 프로그램을 동시에 실행하기 위해서는 물리 메모리에 여러 프로그램을 올려야 한다. • 여러 프로그램들이 필요로 하는 메모리의 크기를 전부 합치면 물리 메모리의 크기보다 크다. • 어떻게 여러 개의 프로그램을 좁은 물리메모리에 올릴 수 있을까? • 스와핑 • 프로세스가 실행되기 위한 데이터 전체를 메모리에 올린다. • 프로세스가 더이상 실행되지 않을 경우 디스크로 내려 보낸다. • 가상메모리 • 한 프로세스의 전체 이미지가 아닌, 일부만 메모리에 있어도 그 프로세스의 실행이 가능하도록 한다.
- 13. 메모리 추상화 – 스와핑 • 스와핑 • 프로그램이 실행되거나 다시 진행될 때는 프로세스 이미지를 통째로 올린다. • 이를 swap in이라 한다. • 큰 저장소(하드디스크 등)에 프로세스 이미지를 백업해 두고 메모리에서 내보낸다. • 이를 swap out이라 한다.
- 14. 메모리 추상화 – 스와핑 • 이슈 • A가 swap out 했다가 다시 swap in 했을 때, 위치가 변경되었다. • 재배치가 필요하다. • base, limit 레지스터를 이용할 수도 있고, 다른 방법을 이용해도 되고.. • 스와핑 결과 여러 개의 분리된 빈 공간들이 만들어진다. • 이를 external fragment라고 한다. • (e)에서, 위 아래 빈 공간을 합치면A가 들어올 수도 있을 것 같다. • 하지만 빈 공간이 쪼개져 있어서A가 올라올 수 없다. • 이런 문제를 해결하기 위해 빈 공간을 합칠 수 있도록 했다. • 메모리 조각 모음(Memory Compaction) • 오버헤드가 커서 잘 안 쓴다.
- 15. 메모리 추상화 – 스와핑 • 이슈 • 많은 프로그램들은 실행 중에 크기가 커진다. • 스택, 힙 등 • 주변에 빈 공간이 있다면 그냥 추가하면 된다 • 주변에 빈 공간이 없다면 프로세스 이미지를 충분한 공간이 있는 곳으로 이동하거나 다른 프로세스를 swap out하여 공간을 확보해야 한다. • 이것이 불가능하다면 프로세스를 잠시 중단하거나 강제 종료 시켜야 한다. • 커질 것을 대비하여 애초에 넉넉하게 잡아 주기도 한다.
- 16. 메모리 추상화 – 가용 메모리 공간 관 리 • 메모리를 할당하고 해제하기 위해서는 메모리의 어떤 부분이 사용 중인지 알아야 한다. • 메모리를 관리할 때 사용하는 대표적인 두 가지 자료구조 • 비트맵(bitmap) • 메모리를 일정 단위로 자른다. • n 워드~ n KB까지 할당 단위가 될 수 있다. • 일정 단위로 나눈 각 구역이 할당되었는지를 체크한다. • Ex) 0이면 가용, 1이면 이미 할당된 상태 • 리스트(list) • 할당된 메모리 공간과 가용한 메모리 공간을 연결 리스트로 관리 • 각 엔트리는 할당 여부와 시작하는 주소, 길이, 그리고 다음 엔트리를 가리키는 포인터로 구성 • 이것 역시 메모리를 일정 단위로 잘라 관리한다.
- 17. 메모리 추상화 – 가용 메모리 공간 관 리 • 위 그림의 눈금은 한 할당 단위이다. • A 프로세스는 5개, B는 6개, C는 4개, D는 6개, E는 3개 이용한다. • 빗금 친 부분은 구멍이다. • 가용한 공간 • external fragment • 왼 쪽은 비트맵, 오른 쪽은 리스트를 이용하여 관리하는 모습이다. • 프로세스의 크기가 할당 단위의 정수배가 아니면 마지막 할당 단위의 일부 공간이 낭비된다. • internal fragment라고 한다.
- 18. 메모리 추상화 – 가용 메모리 공간 관 리 • 비트맵 • 비트맵의 크기는 메모리의 크기와 할당 단위의 크기에 의해 결정된다. • 고정된 크기의 공간으로 메모리 사용량을 관리할 수 있다. • 크기가 늘어나지 않음 • Ex) 할당 단위가 4바이트 • 메모리 4바이트마다 1비트의 비트맵을 요구 • 즉, 32비트마다 1비트를 요구 -> 32n비트에 n비트의 비트맵이 필요 • -> 전체 메모리의 1/33이 비트맵으로 사용됨 • 문제점 • k개의 할당 단위를 요구했을 때, 메모리 관리자가 비트맵에서 연속적인 k개의 0을 찾아야 한다는 점 • 비트맵을 검색하느라 시간을 보낸다.
- 19. 메모리 추상화 – 가용 메모리 공간 관 리 • 리스트 • 각 엔트리는 프로세스나 구멍의 시작 주소를 가지고 있으므로 관리하기 좋다 • 문제점 • 상대적으로 복잡하다. • 리스트 크기가 늘어날 수 있다. (고정이 아님)
- 20. 메모리 추상화 – 가용 메모리 공간 관 리 • 리스트 • 리스트를 돌며 할당할 공간을 찾는 여러 알고리즘이 있다. • 최초적합(first fit) • 리스트를 처음부터 검색 • 요청한 공간을 담을 수 있는 크기의 빈 공간이 발견되면 그 공간을 할당한다. • 다음적합(next fit) • 자신이 빈 공간을 할당한 위치를 기억해 둔다. • 리스트를 처음부터 검색하지 않고, 기억해 둔 위치부터 검색한다. • 최초적합에 비해 성능이 떨어진다고 분석되었다. • 최적적합(best fit) • 리스트 전체를 검색한다. • 요청한 크기와 가장 근접한 크기의 빈 공간을 찾아 할당한다. • 리스트 전체를 검색해야 하기 때문에 느리고, 최초나 다음적합보다 낭비하는 메모리(fragment)가 많다고 분석되었다. • 작게 조각난 많은 빈 공간들을 생성하기 때문 • 최악적합(worst fit) • 항상 가장 큰 빈 공간을 할당해 준다 • 썩 좋은 아이디어는 아닌 것으로 분석되었다. • 빠른적합(quick fit) • 자주 요청되는 공통 크기의 빈 메모리 공간들을 서로 다른 리스트로 관리한다. • 빈 공간을 검색하는 것은 매우 빠르다 • swap out/프로그램 종료될 때, 이웃 엔트리와 통합이 가능한지 확인하는 작업에서 복잡해진다. • 통합하지 않으면 메모리가 빠르게 단편화 되어 작은 크기의 빈 공간들이 많이 존재하는 상태가 된다.
- 21. 메모리 추상화 – 가상 메모리 • base, limit 레지스터를 이용하여 주소 공간이라는 추상화를 했지만, 여전히 문제가 있다. • 메모리의 크기가 증가하는 속도(메모리 발전 속도)보다 소프트웨어의 크기가 증가하는 속도가 빠르다. • 프로그램이 물리 메모리보다 큰 크기의 공간을 요구하는 경우가 생긴다. • 각 프로그램의 크기는 메모리보다 작지만 여러 프로그램의 크기를 모두 합치면 메모리의 크기보다 커질 수 있다 • 동시에 여러 프로그램을 실행할 수 있는, 큰 프로그램을 실행할 수 있는 메모리 추상화가 필요하다. • 스와핑은 프로세스 전부를 올렸다 내렸다 하므로 오버헤드가 크다 • disk 저장은 느리다 • 프로세스 전부를 이동하니 더욱 느리다(많은 양을 이동하니까) • 그래서 가상 메모리라는 개념을 도입한다. • 핵심 • 각 프로그램이 자신의 고유한 주소 공간을 가진다 • 주소 공간은 페이지(page)라고 불리는 조각들로 구성된다 • 각 페이지는 연속된 주소를 갖는다
- 22. 메모리 추상화 – 가상 메모리 • 가상 메모리 • 모든 페이지들이 메인 메모리에 없어도 된다 • 당상 사용하는 페이지만 올려 둔다 • 논리 주소를 이용하여 페이지에 접근하면 하드웨어가 즉시 매핑한다. • 물리 주소를 얻는다 • 해당 페이지가 물리 메모리에 올라와 있다면 그대로 사용한다. • 해당 페이지가 물리 메모리에 없다면 OS가 해당 페이지를 메인 메모리에 올린다. • 그 후 실패했던(메모리에 접근하려 했던) 명령을 다시 실행한다. • 다시 실행했을 때는 페이지가 올라와 있어 그대로 사용하게 된다. • -> 프로그램의 일부만 올라와도 실행 가능, disk에 짧게(적은 양의 데이터만 이동하므로) 접근
- 23. 메모리 추상화 – 가상 메모리 • 페이징 • 대부분의 가상 메모리가 사용하는 기법 • 페이지 : 가상 주소 공간을 나누는 단위. 하드웨어에 의해 결정된다. • 옆의 그림에서는 4KB가 페이지의 크기이다 • 실제 시스템은 512B에서 몇 기가바이트까지 다양한 크기의 페이지가 이용된다. • 페이지 프레임 : 메인 메모리 상에 대응되는 단위 • 페이지의 크기와 페이지 프레임의 크기는 같다. • 메인 메모리의 페이지 프레임에 가상 메모리의 페이지를 넣는다. • 메인 메모리가 꽉 차면 올라와 있는 페이지를 내보내고 다른 페이지를 올린다 • 어떤 페이지를 내보낼지 정하는 알고리즘들이 있다 • 페이지 교체 알고리즘 • 내보내진 페이지는 디스크에 저장된다. • 나중에 다시 요청을 받으면 올린다
- 24. 메모리 추상화 – 가상 메모리 • 페이지 테이블 • 가상 주소와 물리 주소 간의 관계를 표현한다. • 어떤 페이지가 어느 페이지 프레임에 올라가 있는지 표시한다. • 프로세스마다 페이지 테이블이 존재하고, context switch마다 페이지 테이블이 교체된다. • 쓰레드간 switch가 값이 싼 이유이다. • 가상 메모리를 공유하기 때문에 페이지 테이블을 교체하지 않아도 됨 • 페이지 번호는 페이지 테이블의 인덱스로 사용됨
- 25. 메모리 추상화 – 가상 메모리 • MMU • 프로그램이 가상 주소를 이용하여 메모리에 접근 할 때, MMU(Memory Management Unit)라는 하드웨어에 의해 물리 주소로 변환된다. • 요즘 CPU에는 MMU가 함께 들어가지만, MMU는 CPU와 독립적이며 다른 칩으로 존재할 수도 있다 • 페이지 테이블을 참조하여 물리 메모리로 변환한다.
- 26. 메모리 추상화 – 가상 메모리 • 예 • 다음과 같은 가상 메모리와 물리 메모리가 있다. • 이 예에서는 가상메모리가 더 작지만, 설명을 위한 예이므로 개의치 말자 • 2번 페이지가 물리 메모리 어디에 올라왔는지 찾아보자 • 페이지 테이블의 2번 멤버를 보면 1번 페이지 프레임에 올라왔다는 것을 알 수 있다. • 1번 페이지 프레임에 가 보면 2번 페이지가 올라와 있는 것을 확인할 수 있다. • i는 페이지 시작으로부터 오프셋 0, j는 1, k는 2, l은 3에 있다.
- 27. 메모리 추상화 – 가상 메모리 • 예 • 가상 주소 8194에 접근한다 하자. • 8K = 8*2^10 = 2^13 = 8192이므로, 8K~12K에 해당하는 2번 페이지에 들어있다. • 2번 페이지의 정보를 담은 페이지 테이블을 찾아보아 6번 페이지 프레임에 있다는 것을 알아냈다. • 가상주소 8194는 2번 페이지의 3번째 바이트이다. 주소 8192 주소 8193 주소 8194 ... ... ... ... ... 주소 12284 주소 12285 주소 12286 주소 12287 (12*2^10 -1)
- 28. 메모리 추상화 – 가상 메모리 • 예 • 가상 주소 32780에 접근한다 하자. • 8번 페이지의 12번째 바이트이다. (32 * 2^10 = 32768임) • MMU 는 페이지 테이블을 보고 해당 페이지가 매핑 되지 않았다는 것을 파악한다. • CPU에게 트랩을 발생시켜 OS에게 이를 알린다 • 이것을 page fault(페이지 폴트)라고 한다. • 메모리에 자리가 없다면 페이지 교체 알고리즘에 따라 적절한 페이지를 내보낸다. • 페이지 내용을 디스크에 기록하고, 해당 페이지의 주인 프로세스의 맵을 수정한다. • 사용하려는 페이지를 올리고, 현재 프로세스의 맵을 수정하고, 트랩을 야기한 명령을 다시 실행한다.
- 29. 메모리 추상화 – 가상 메모리 • MMU와 페이지 테이블 • 가상 주소를 이용하여 페이지 번호와 페이지 프레임 내의 위치를 얻는다. • 그림은 16개의 엔트리를 갖는 페이지 테이블과 4KB 크기의 페이지를 이용하는 예이다. • 앞의 4비트(0~15 표현 가능)로 페이지 테이블의 인덱스를 얻는다. • 뒤 12비트로 해당 페이지에서의 위치(오프셋)를 얻는다.
- 30. 메모리 추상화 – 가상 메모리 • MMU와 페이지 테이블 • 페이지 테이블의 내용으로 null이 있으면 매핑되지 않은 페이지라는 의미이다. • null이 아닌 값은 페이지 프레임의 번호이다. • 그림에서 맨 앞 4비트가 0010으로, 2번 페이지에 있음을 의미한다. • 페이지 테이블의 2번 페이지 정보를 본다. • 매핑 여부를 적어 두는 1비트가 1이다. • 매핑이 되어있다는 의미이다. • 페이지 프레임 번호를 본다. • 110이다. • 110과 뒤의 12비트(페이지 내부에서의 위치 오프셋)를 붙여 물리 주소를 생성한다. • 페이지 프레임 번호의 비트 길이와 페이지 테이블 인덱스의 비트 길이가 다르다? • 당연하다. 위의 그림에서 보듯, 가상 메모리가 실제 메모리보다 크기 때문 • 이 예에서는 물리 메모리의 크기가 2^15이다. • 물리 메모리의 크기에 따라 물리 주소가 달라진다. 물리 메모리가 더 크다면 더 긴 주소를 만들 것이다. • 그러면 가상 메모리도 그에 맞춰 크게 만들 것이니, 가상 주소도 길어지고 페이지 테이블도 커질 것이다. • 하지만 CPU는 word라는 단위로, 주소가 몇 비트일지를 정해 두었다. • 하드웨어적인 문제
- 31. 메모리 추상화 – 가상 메모리 • MMU와 페이지 테이블 • 가상 주소를 이용하여 페이지 테이블에 접근하고, 페이지 프레임에서의 위치를 잡는다 • 페이지의 크기에 따라 페이지 테이블의 크기가 결정된다 • 주소의 길이는 고정이기 때문 • 페이지 크기가 4K라면 0~2^12 범위의 오프셋을 표현해야 하기 때문에 뒤 12비트를 이용해야 한다. • 주소의 길이가 16비트라 가정하자. • 한 프로세스가 이용할 수 있는 페이지 수가 32라면? • 페이지 테이블의 엔트리 수가 32 -> 접근을 위해 5비트가 필요 • 나머지 11비트로 페이지 내용에 접근해야 함 • 11비트로 한 페이지의 처음부터 끝까지 접근할 수 있으려면 페이지의 크기는 2^11가 되어야 함 • 이렇게 가상 주소 길이와 페이지 크기, 페이지 테이블 크기가 연관되어 있다.
- 32. 메모리 추상화 – 가상 메모리 • MMU와 페이지 테이블 • 만약 프로세스가 6번 페이지는 아예 이용하지 않는다면? • 이용하지 않는 페이지에 접근하여 하면 segmentation fault로 종료된다. • 만약 6번 페이지를 사용하지만, 메모리에 올라오지 않았다면? • 해당 페이지를 하드에서 읽어오고, 메모리 내용을 교체하는 과정을 거친다.
- 33. 메모리 추상화 – 가상 메모리 • 페이지 테이블 엔트리(PTE) • 앞의 페이지 테이블은 약식이다. • 실제로는 해당 페이지가 메모리에 올라와 있는가와 페이지 프레임 번호 외의 정보도 있다. • 페이지 테이블 엔트리 크기는 시스템에 따라 다르나 일반적으로 32비트 크기를 갖는다 • Caching disabled : 해당 페이지를 캐싱할 것인지 말 것인지 • 민감한 정보나 응답 등은 캐싱해서는 안 된다. (오래된 정보를 이용하지 않도록) • Referenced : 최근에 이용되었는지 체크하는 비트 • 뒤에서 할 페이지 교체 알고리즘에서 중요하다 • Modified : 수정된 적이 있는지 • 해당 페이지에 내용을 write했다면, 페이지를 메모리에서 내릴 때 변화된 내용을 저장해 주어야 한다. • 단순히 read만 했다면 보통 디스크에 있는 복사본이 있기 때문에 메모리에서 내릴 때 저장하지 않아도 된다. • 텍스트 파일에 아무 변화가 없으면 저장하지 않는 것처럼 • dirty bit라고도 함 • Protection : 보통 3비트로, 읽기/쓰기/실행 권한을 표시한다. • 쓰기 권한이 없는 페이지에 쓰기를 실행하려 하면 에러가 난다. • Present/absent : 페이지가 물리 메모리에 올라와 있는지 표시 • Page frame number : 페이지 프레임 번호
- 34. 메모리 추상화 – 가상 메모리 • 페이징 • 장점 • 앞에서의 요구사항을 만족 • 메모리 관리가 간편해 짐 • external fragment가 없다. • 단점 • 메모리에 접근할 때마다 페이지 테이블에 접근해야 한다. • internal fragment는 해결되지 않았다. • 페이지 크기보다 작은 데이터를 이용할 때에도 페이지 단위로 할당해야 한다 • 페이지 크기를 작게 한다면 internal fragment의 크기가 줄겠지만, 페이지 크기가 작다면 그것을 관리하기 위한 페이지 테이블의 크기가 커 진다 • 각 프로세스를 위한 페이지 테이블이 있어야 한다. • 32bit 가상 주소를 이용하는 환경 -> 2^32 크기의 가상 메모리 이용 -> 페이지가 4KB라면, 총 2^20개의 PTE가 필요 • PTE 하나가 4바이트(32비트)라면, 한 프로세스를 위해 2^22(4MB)크기의 페이지 테이블이 필요함
- 35. 메모리 추상화 – 가상 메모리 • 페이징 구현 • 1. 페이지 테이블을 레지스터에 저장하자 • 여기서 레지스터는 CPU 내부에서 이용하는 저장장소를 의미한다 • 프로그래밍에 이용한 레지스터 이외에도 CPU는 많은 레지스터를 가지고 있다. • 프로그래밍에 이용한 레지스터는 ‘레지스터 파일’이라고도 부른다. • 레지스터에 넣어두면 페이지 테이블에 빠르게 접근할 수 있을 것이다. • 레지스터는 가격이 비싸다 • 이상일 뿐 • context switching시 모든 레지스터의 값을 수정해야 한다 • 프로세스 실행시에는 오버헤드가 적지만 프로세스가 교환될 때는 오버헤드가 크다 • 2. 페이지 테이블을 메모리에 저장하자 • 페이지 테이블이 저장된 위치만을 레지스터에 저장해 두면 됨 • 페이지 테이블도 물리 메모리에 올라와야 한다. • 페이지 테이블이 올라와 있지 않다면 페이지 폴트가 날 수 있다 • 메모리를 참조하기 위해 먼저 (또한 메모리에 올라와 있는)페이지 테이블을 참조해야 한다 • 상대적으로 느리다 • 현대의 컴퓨터는 대부분 페이지 테이블을 메모리에 저장한다. • 그리고 TLB라는 특별한 캐시를 이용하여 속도를 향상시킨다.
- 36. 배경지식 -Cache • 캐시 • TLB를 자세히 살펴보기 전에 캐시에 대한 개념을 잡자 • 캐시는 CPU~DRAM 사이에 있는, 빠르게 접근할 수 있으며, 크기가 작은 메모리를 의미한다 • 또한 캐시는 어떤 한 저장 장소보다 상대적으로 빠른 저장장소를 의미한다 • 메모리 계층구조에서, disk의 캐시는 dram이고, dram의 캐시는 L3캐시이고... • 앞으로 살펴볼 것은 첫번째 의미의, CPU~DRAM사이의 캐시이다.
- 37. 배경지식 -Cache • 캐시 • 일반적인 캐시 구조 • 최근에 접근한 데이터의 내용을 저장해 둔다 • 블록 단위로 저장 • 최근 요청 받은 데이터 근처의 것도 함께 저장 • 주소로 접근 • 주소의 앞 t비트는Tag이다 • 주소의 중간 s비트는 캐시의 set를 찾는 인덱스이다 • set를 찾고, 그 set 내에서 해당하는 tag를 가진 line을 찾는다 • 주소의 뒤 b비트는 블록 내에서의 오프셋이다 • 왜 index로 중간 비트들을 사용하는가? • 상위 비트가 인덱스로 사용된다면, 동일한 연속적인 메모리 블록들은 동일한 캐시 집합으로 매핑될 것이다 • 캐시는 어떤 특정 순간에 한 개의 블록 크기의
- 38. 배경지식 -Cache • 캐시 – 직접 매핑 캐시(Direct mapped cache) • 한 set에 한 line만 갖는 캐시 • 오른쪽 그림은 한 블록의 크기가 8바이트라 가정한 그림이다 • Set을 찾고, tag를 비교하고, 유효한지 체크한다. • 모든 조건에 맞는 것이 있다면 cache hit, 없다면 cache miss이다
- 39. 배경지식 -Cache • 캐시 – 집합 결합성 캐시 (E-way Set Associative Cache) • 한 set에 여러 라인을 갖는 캐시 • 오른쪽 그림은 한 블록의 크기가 8바이트이고, 2line을 가지는 캐시를 가정한 그림이다 • 먼저 Set을 찾고, 두 line 중 어떤 line에 속하는지 tag를 이용하여 찾는다. • 두 line 어느 곳에도 없다면 cache miss • tag를 이용하여 찾을 때, 한 번에 병렬적으로 찾는다 • 두 line을 한 번에 검색한다
- 40. 배경지식 -Cache • 캐시 – 완전 결합성 캐시 (Set Associative Cache) • 하나의 set만 있다(=set 개념이 없다) • tag를 병렬적으로 검색한다 • 더 비싸고, 만들기 어렵고, 빠르다 • 주로TLB와 같이 작은 캐시에 이용된다
- 41. 배경지식 -Cache • 캐시 –결합성 캐시(associative cache) • 오른쪽은 set associative cache이다 • 어떻게 병렬적으로 체크하는가? • 논리회로가 병렬적으로 처리하도록 되어있다 • 이런 메모리는 상대적으로 비싸다 • 그리고 빠르다 • set associative cache는 집합 단위로 병렬 검색을 한다 • 색깔이 있는 부분이 한 집합 • fully associative cache는 전체를 병렬 검색을 한다 • 더욱 비싸지만 더욱 빠름
- 42. 배경지식 -Cache • 캐시 –Cache miss • 검색한 위치에 일치하는 캐시가 없을 시 • 메모리에서 데이터를 찾는다 • 찾은 데이터를 캐시에 올린다(블록단위로) • 만약 자리가 없다면 기존 라인 하나를 내보내고 들어간다 • 내보낸 라인의 내용이 변경된 적이 있다면 (dirty bit가 체크되어 있다면) 메모리 내용을 변경된 내용으로 수정한다 • 찾은 데이터를 이용하여 명령을 실행한다
- 43. 배경지식 -Cache • 캐시 – 쓰기와 관련된 이슈 • 메모리에 쓰기 연산을 했을 때, 캐시의 내용 뿐만 아니라 메모리의 내용도 바뀌어야 한다 • 언제 메모리의 내용을 변경할까?가 이슈이다 • write-through • 쓰기 연산을 하면 Cache 뿐만 아니라 메모리에도 바로 cache의 내용을 복사해 주는 방식 • 단순하다는 장점이 있다 • 쓰기 연산마다 메모리에 접근해야 한다는 단점이 있다 • write-back • 쓰기 연산을 하면 Cache의 내용만 수정한다 • Cache의 modified bit(dirty bit이라고도 불림)을 1로 설정한다 • 해당 Cache line이 내보내질 때 cache의 내용을 메모리에 복사해 준다 • 쓰기 연산마다 메모리에 접근할 필요가 없다는 장점이 있다 • 복잡하고, dirty bit를 위한 필드가 필요하다는 단점이 있다 • 또한 쓰기 미스를 어떻게 다룰까? 가 이슈이다 (쓰기를 했을 때, 캐시에 없는 경우) • write-allocate • 메모리로부터 가져온 후 캐시를 갱신(write) • 공간 지역성을 활용한다는 장점이 있다 • 모든 미스들은 다음 하위 레벨에서의 캐시로 블록 전송을 발생한다(하위 레벨 메모리에서도 miss가 날 경우 더욱 오래 기다려야 한다. miss가 전파된다) • no-write-allocate • 캐시를 통과하고 바로 다음 하위 레벨에 써 준다 • write-through는 전형적으로 no-write-allocate과 함께 쓰이고, write-back은 전형적으로 write-allocate과 함께 쓰인다.
- 44. 메모리 추상화 – 가상 메모리 • TLB(Translation Lookaside Buffer) • 연관 메모리(associative memory)라고도 함 • 보통 fully associative memory • 해당하는 페이지가 있는지 병렬적으로 검색한다 • 페이지 테이블만을 위한 캐시 • 대부분의 프로그램들이 적은 개수의 페이지들을 집중적으로 참조하는 경향이 있다는 관찰에 기반을 둔다. • 지역성 • 해당 페이지가 수정되면 Modified 비트를 1로 설정한다 • TLB에서 modified 비트가 1이라면TLB에서 나갈 때 메모리에 있는 페이지 테이블의 modified 비트를 1로 설정해준다 • TLB에서 나가기 전까지는 페이지가 수정되어도 메모리에 있는 페이지 테이블의 modified 비트를 설정하기 위해 페이지 테이블에 접근할 필 요가 없다 • write-back MMU에서 이용하는 cache
- 45. 메모리 추상화 – 가상 메모리 • TLB(Translation Lookaside Buffer) • TLB에 찾고자 하는 페이지 테이블 엔트리(PTE)가 없다면TLB miss가 난다. • TLB miss가 나면 메모리의 페이지 테이블에 접근한다. • 찾고자 했던 PTE를 찾고, 방금 찾은 PTE를TLB에 올린다. • 올리기 전,TLB에 자리가 없다면TLB에 올라온 PTE 하나를 내리고 그 자리에 새로운 PTE를 올린다. • TLB의 modified 비트가 설정되어 있다면 페이지 테이블에서 해당 PTE의 modified 비트를 체크한다. • context switching 시 이TLB도 비워주어야 한다 • 비워진TLB는 교체된 프로세스의 페이지 테이블을 위한 정보로 채워진다 • TLB가 채워질 때까지는 cache miss가 나므로, 처음 한동안은 성능이 떨어질 것임
- 46. 메모리 추상화 – 가상 메모리 • 가상 메모리를 이용하는 시스템에서의 메모리 참조 과정
- 47. 메모리 추상화 – 가상 메모리 • 페이지 테이블 종류 • 기존 32비트 시스템에서는 페이지 테이블의 크기가 수용 할 만 했다. 64비트에 들어오며 가상 메모리의 크기가 너무나도 커졌다. • 페이지 테이블의 크기도 커졌다 • 따라서 큰 가상 공간을 효과적으로 관리하는 방법이 필요해졌다. • 여러 종류의 페이지 테이블이 생겼다 • 다단계 페이지 테이블(multilevel page table) • 해시 페이지 테이블(hash page table) • 역 페이지 테이블(inverted page table) • ..
- 48. 메모리 추상화 – 가상 메모리 • 페이지 테이블 종류 • 다단계 페이지 테이블(multilevel page table) • Ex) 지구의 지역을 multilevel로 분류해 보자 • 대륙 단위 – 아시아, 북아메리카, 남아메리카, 유럽 ... • 아시아는 여러 국가들로 이루어져 있다 • 한국, 중국, 일본... • 한국은 여러 지역으로 이루어져 있다 • 서울, 경기 ... • 큰 범위로 자르고, 그 안에서 작은 범위로 잘라서, 층별로 관리하는 것을 multi level 이라고 한다 • 페이지를 여러 레벨로 나누어 관리한다 • Ex) 가상 주소 10 000000001 000000010 000000000100 • page-directory-pointer table에서 2번 엔트리에 적힌 page directory의 포인터를 얻는다 • 해당 포인터가 가리키는 page directory에서 1 번 엔트리에 적힌 page table의 포인터를 얻는다 • 해당 포인터가 가리키는 page table에서 2번 엔트리에 적힌 페이지 프레임의 번호를 얻는다 • 해당 페이지 프레임에서 오프셋 4에 위치한 데이터를 얻는다 • 다단계 페이지 테이블의 핵심은 모든 페이지 테이블을 항상 메모리에 유지할 필요가 없다는 것 • 특히 주소 공간에 비어 있는 부분은 전혀 유지할 필요가 없다 • 3단계 이상일 경우 복잡도가 커져서 가치가 떨어진다
- 49. 메모리 추상화 – 가상 메모리 • 페이지 테이블 종류 • 해시 페이지 테이블(hash page table) • 페이지 번호를 해시 function에 넣는다. • 얻은 해시 값을 인덱스삼아 hash table에서 리스트의 배열에 접근한다 • 리스트의 시작 부분을 모아 놓은 배열 • 페이지 번호를 비교하며 리스트를 순회한다 • 원하는 페이지가 나올 때까지 • 장점 • 상대적으로 작은 페이지 테이블만 유지한다 • 실제로 이용하는 가상 메모리 영역의 페이지 테이블만을 유지한다
- 50. 메모리 추상화 – 가상 메모리 • 페이지 테이블 종류 • 역 페이지 테이블(inverted page table) • 지금까지는 각 프로세스가 페이지 테이블을 가지고 있었다. • 각 페이지 테이블에는 해당 페이지가 어느 페이지 프레임에 올라와 있는지를 기록했다 • 이와 반대로 생각해 보자 • 페이지 테이블의 각 인덱스는 페이지 프레임 번호에 해당한다 • 각 페이지 프레임에 어떤 프레임이 있는지를 저장한다 • logical address와 PID 를 함께 봄
- 51. 메모리 추상화 – 가상 메모리 • 페이지 테이블 종류 • 역 페이지 테이블(inverted page table) • 일반적으로 hash table과 함께 적용된다 • 찾기 쉽도록 • PID와 페이지 번호를 hash에 넣은 결과값을 인덱스로 하여 리스트의 배열에 접근한다 • 리스트를 순회하며 PID와 페이지 번호가 일치하는 노드를 찾는다 • 장점 • 물리 메모리 크기의 페이지 테이블 하나만 있어도 된다 • 단점 • 페이지 폴트 뿐만 아니라 모든 메모리 참조 시 페이지 테이블에 접근해야 한다 • 검색에 시간이 든다 • 그래서 해시 테이블과 함께 이용함 +PID PID
- 52. 메모리 추상화 – 가상 메모리 • 페이지 교체 알고리즘 • 페이지 폴트가 발생하면 물리 메모리에서 어떤 페이지를 내보낼지 선택해야 한다. • 최적 페이지 교체 알고리즘 • NRU(Not Recently Used) 페이지 교체 알고리즘 • FIFO(First In First Out) 페이지 교체 알고리즘 • Second-Chance 페이지 교체 알고리즘 • 클록 페이지 교체 알고리즘 • LRU(Least Recently Used)알고리즘 • Work set 페이지 교체 알고리즘 • WSClock 페이지 교체 알고리즘 • ...
- 53. 메모리 추상화 – 가상 메모리 • 페이지 교체 알고리즘 • 최적 페이지 교체 알고리즘 • 이상의 알고리즘 • 최고 성능, 목표 • 다른 알고리즘의 성능을 평가할 때만 쓰임 • 가장 늦게 참조될 페이지를 교체한다 • 8백만 명령어 뒤에 참조되는 페이지와 6백만 명령어 뒤에 참조되는 페이지가 메모리에 있다면, 전자를 내린다. • 단점 • 구현이 불가능하다
- 54. 메모리 추상화 – 가상 메모리 • 페이지 교체 알고리즘 • NRU(Not Recently Used) 페이지 교체 알고리즘 • 페이지를 4개의 그룹으로 분류 • R • referenced 비트 • 해당 페이지가 이용될 때 1로 설정해준다 • OS가 주기적으로 0으로 초기화 해 준다 • 주기동안 이용된 적이 있다면 1, 없다면 0 • M • modified 비트 • 페이지의 내용이 수정된 적이 있는지 표시 • 페이지가 수정되었다면 메모리에서 내릴 때 변경 사항을 적용해야 한다 • 페이지를 내리는 데 오래 걸린다 • 주기동안 이용된 적도, 수정된 적도 없는 페이지는 class 0 • 주기동안 이용된 적은 없지만 수정된 적은 있는 페이지는 class 1 • 주기동안 이용된 적은 있지만 수정되지는 않은 페이지는 class 2 • 주기동안 이용된 적도 있고 수정된 적도 있는 페이지는 class 3 • 0, 1, 2, 3 클래스 순서로 페이지를 내린다
- 55. 메모리 추상화 – 가상 메모리 • 페이지 교체 알고리즘 • FIFO(First In First Out) 페이지 교체 알고리즘 • 먼저 올라간 페이지를 먼저 내림 • 단점 • 먼저 올렸지만 자주 쓰이는 페이지가 내보내질 수 있음 • Second-Chance 페이지 교체 알고리즘 • FIFO 알고리즘을 보완한 것 • 기본적으로 FIFO • 큐에 있는 페이지 중, 맨 먼저 들어온 페이지의 R비트가 1이면 큐의 맨 뒤로 보냄 • R비트를 0으로 초기화 • 마치 가장 최근에 사용한 것과 같이 됨 • 한 번 더 기회를 주는 것(second chance) • 그 다음으로 오래된 페이지를 살펴봄 • 모든 페이지의 R이 1이라면, 한바퀴 돌아 모두 R이 0이 된 채로 처음 상태가 됨 -> 원래 맨 앞에 있던 페이지가 교체됨
- 56. 메모리 추상화 – 가상 메모리 • 페이지 교체 알고리즘 • 클록 페이지 교체 알고리즘 • Second-chance 알고리즘을 보완한 것 • Second-chance는 큐의 맨 앞에 있는 것의 R비트가 1이라면 큐의 맨 뒤로 보내야 한다 • 괜히 번거로우니 보완하여 원형 큐를 만들어 이용 • 화살표가 가리키는 것이 가장 오래된 페이지 • R비트가 1이리면 단지 다음 것을 가리키게 하면 된다 • R비트가 0이라 교체해야 한다면 그 자리에 새 페이지를 넣고, 화살표는 다음 것을 가리키도록 하면 된다
- 57. 메모리 추상화 – 가상 메모리 • 페이지 교체 알고리즘 • LRU(Least Recently Used)알고리즘 • 최근에 가장 적게 이용된 페이지를 교체한다 • 이용됐냐 안 됐냐 뿐만이 아니라 얼마나 자주 이용됐는 가도 고려하는 알고리즘 • NRU는 LRU의 가장 대충 만든 형태이다
- 58. 메모리 추상화 – 가상 메모리 • 페이지 교체 알고리즘
- 59. 메모리 추상화 – 가상 메모리 • 스래싱(Thrashing) • 계속 페이지 폴트가 나서 정상적으로 프로그램을 실행할 수 없는 것 • 원인 • 물리 메모리가 너무 작음 • 너무 많은 프로그램들을 동시에 실행했음 • 올려 둔 페이지를 자꾸 다른 프로세스가 내려놓으니까 • 해결법 • 더 큰 메모리를 산다 • 다른 프로그램을 스왑해 둔다 • 프로세스에게 CPU를 할당해주는 시간을 늘린다 • 더 오래 한 프로세스를 실행해 줌 • context switching되어 다른 프로세스가 내 페이지를 내리는 상황을 줄임
- 60. 메모리 추상화 – 가상 메모리 • 주요 이슈 • 지역/전역 할당 정책 • 페이지를 내릴 때, 자신이 이용하는 페이지 중에서 내릴 것인가, 남의 것을 포함해서 내릴 것인가 • 부하 제어 • 스래싱 예방 • 페이지 크기 • 너무 크면 internal fragment, 너무 작으면 스래싱이 일어날 수 있다 • 적절한 페이지 크기를 결정해야 한다 • 백킹 스토어 • 교체된 페이지들을 저장해 둘 공간 • 어떤 방식으로 저장할지 • ...
- 61. 메모리 추상화 – 세그멘테이션 • 세그멘테이션 • 지금까지 이야기한 가상 메모리는 1차원 적이었다 • 가상 주소는 0부터 시작하여 특정 크기만큼 자라며, 주소는 순차적으로 증가한다 • 하지만 두 개 또는 그 이상의 서로 분리된 가상 주소 공간을 갖는 것이 하나의 주소 공간보다 더 편리한 경우가 많다
- 62. 메모리 추상화 – 세그멘테이션 • 세그멘테이션 • 위 그림은 어떤 컴파일러 프로그램이 이용하고 있는 가상 주소 공간이다 • 1차원적 가상 주소 공간을 이용한다면 충돌할 수 있다 • 아래 그림은 세그먼트를 나눈 가상 주소 공간이다 • 각 세그먼트마다 독립적인 가상 주소 공간을 갖는다 • 충돌이 나지 않는다 • 각자의 가상 주소 공간은 동적으로 증가, 감소가 가능하다 • Ex) 스택이 자라 더 많은 주소 공간을 필요로 할 때 그냥 증가시키면 된다 • 세그먼트의 최대 크기 이상으로는 자랄 수 없다(주소 길이 한정) • 세그멘테이션을 구현하기 위해서는 2차원적인 주소가 필요하다 • <세그먼트 번호 : 가상 주소> 쌍이 필요하다
- 63. 메모리 추상화 – 세그멘테이션 • 세그멘테이션 • 각 세그먼트를 따로 관리한다 • Ex) x86의 segment register • 하지만 사실 더이상 이용하지 않음 • 호환을 위해 있음 • 장점 • 공유가 쉽다 • 공유용 세그먼트를 만들면 되니까 • 권한을 나누기 쉽다 • 코드 세그먼트에만 실행 권한을 주는 등 • 단점 • 순수 세그먼트는 세그먼트 단위로 관리하기 때문에 External fragment가 생김
- 64. 메모리 추상화 – 세그멘테이션 • 페이징 vs 세그멘테이션 고려 사항 페이징 세그멘테이션 프로그래머가 이 기술이 사용되는 것 을 알아야 하는가? No Yes 얼마나 많은 선형 주소를 지원하는가? 1 다수 전체 주소 공간의 크기가 물리 메모리 보다 클 수 있는가? Yes Yes 함수와 데이터가 구분되고 분리되어 보호되는가? No Yes 크기가 자주 변하는 테이블을 적절하 게 지원하는가? No Yes 공유가 쉽게 되는가? No Yes 이 기술이 발명된 이유는? 물리 메모리를 더 구입하지 않고 더 큰 선형 주소를 제공하기 위하여 프로그램을 논리적인 작은 주소 공간 들로 구분하고, 공유/보호하기 위하여
- 65. 메모리 추상화 – 세그멘테이션 • 세그멘테이션 + 페이징 • 세그먼트의 크기가 크다면 이를 모두 메모리에 적재하는 것은 어렵다(불가능할 수도 있다) • 그렇다면 세그먼트에 페이징 개념을 도입하자 • 각 세그먼트를 위한 페이지 테이블이 존재 • 각 세그먼트를 관리하기 위한 descriptor가 있다 • 아래가 세그먼트 디스크립터의 구조
- 66. 부록 • 참고 사이트 • 참고 서적
- 67. 참고 사이트 • 메모리 관리 방법들 설명 • https://www2.cs.uic.edu/~jbell/CourseNotes/OperatingSystems/8_MainMemory.html • http://cse.csusb.edu/tongyu/courses/cs460/notes/memory.php • 스래싱 • http://cokooni.tistory.com/15
- 68. 참고 서적 • 운영체제론 3rd edition • 밑 책 번역본 • chapter 3 메모리 관리 • Modern Operating System 4th edition • 전공 교재 • chapter 3 Memory Management • 컴퓨터 시스템 • 9장 가상메모리 • 뇌를 자극하는 윈도우즈 시스템 프로그래밍 • chapter 16 컴퓨터 구조에 대한 네 번째 이야기