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운영체제(OS)

[운영체제(OS)] 8. 메모리 관리(Memory Management)

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[목차]

 

1. Address Binding

 

2. Swapping

 

3. Contiguous Allocation

 

4. Fragmentation

 

5. Paging

 

6. Translation Look-aside Buffer

 

7. Structure of the Page Table

 

8. Segmentation

 

 

참고)

- https://parksb.github.io/article/12.html

- KOCW 공개강의 (2014-1. 이화여자대학교 - 반효경)

- Sogang Univ. Operating System Lecture Note (2018-2. Prof. Youngjae Kim)

 

  1. Address Binding

 

먼저, 프로세스의 주소(Address)는 논리적 주소(Logical address)물리적 주소(Physical address)로 나뉜다. 

논리적 주소는 가상 주소(Virtual address)라고도 하며, CPU가 생성하는 주소이다. 프로세스마다 독립적으로 가지는 주소 공간이기 때문에 프로세스의 내부에서 사용하고, 각 프로세스마다 0부터 시작한다. 

물리적 주소는 프로세스가 실행되기 위해 실제로 메모리(RAM)에 올라가는 위치이다. 

 

Address Binding어떤 프로그램이 메모리의 어느 위치에, 즉 어떤 물리적 주소에 load 될지를 결정하는 과정이다. 

이는 binding 하는 시점에 따라 분류된다. 

 

 

1. Compile Time 

 

프로세스의 물리적 주소가 컴파일 때 정해진다. 프로세스가 메모리의 어느 위치에 들어갈지 미리 알고 있다면 컴파일러가 절대 주소(Absolute address), 즉 고정된 주소를 생성한다. 따라서 만약 위치가 변경된다면 재컴파일을 해주어야 한다. 

컴파일 타임 주소 할당은 프로세스 내부에서 사용하는 논리적 주소와 물리적 주소가 동일하다. 

 

컴파일 타임 주소 할당의 문제점은, 주소가 고정되어 있기 때문에 메모리 상에 빈 공간이 많이 발생할 수 있어 비효율적이고, 로드하려는 위치에 이미 다른 프로세스가 존재할 수 있다.  

 

2. Load Time 

 

프로세스가 메모리의 어느 위치에 들어갈지 미리 알 수 없다면 컴파일러는 Relocatable code를 생성해야 한다. Relocatable code는 메모리의 어느 위치에서나 수행될 수 있는 기계 언어 코드이다.

그리고 Loader가 프로세스를 메모리에 load 하는 시점에 물리적 주소를 결정한다. 

따라서 로드 타임 주소 할당은 논리적 주소와 물리적 주소가 다르다.

 

하지만, 프로세스 내에 메모리를 참조하는 명령어들이 많아서 이들의 주소를 다 바꿔줘야 하기 때문에, 로딩할 때의 시간이 매우 커질 수 있다는 단점이 있다. 

 

따라서 컴파일 타임과 로드 타임 주소 할당은 실제로 잘 쓰이지 않는다. 

 

3. Execution Time (Run time)

 

프로세스가 수행이 시작된 이후에 프로세스가 실행될 때 메모리 주소를 바꾸는 방법이다. 즉, Runtime때 물리적 주소가 결정되며 실행 도중에 주소가 바뀔 수 있다. CPU가 주소를 참조할 때마다 address mapping table을 이용하여 binding을 점검한다. 

 

런타임 주소 할당은 MMU(Memory Management Unit)라는 하드웨어 장치를 사용하여 논리적 주소를 물리적 주소로 바꿔준다. 프로세스가 CPU에서 수행되면서 생성해내는 모든 주소값에 대해서 base register의 값을 더해주어 물리적 주소를 생성하는 방식이다. base register는 하나이므로 프로세스끼리 공유한다. 

 

아래의 그림은 MMU가 어떤 방식으로 프로세스의 논리적 주소를 물리적 주소로 변환되는지를 보여준다. 

 

Limit register논리적 주소의 범위이며, 잘못된 메모리를 참조하지 않도록 막아주는 기능을 한다. 그리고 Base register(Relocation register)접근할 수 있는 물리적 주소의 최솟값을 나타낸다. 

주의해야 할 점은, 만약 커널 모드인 경우에는 MMU가 물리적인 주소로 변환하지 않고 논리적 주소를 그대로 사용한다. 따라서 커널 모드인지 체크하는 과정도 포함되어 있다. 

 

 

  2. Swapping

 

메모리는 크기가 크지 않기 때문에 프로세스를 임시로 디스크에 보냈다가 다시 메모리에 로드해야 하는 상황이 생긴다. 이때 디스크로 내보내는 것을 swap out, 메모리로 들여보내는 것을 swap in이라고 한다. 일반적으로 중기 스케줄러에 의해 swap out 시킬 프로세스를 선정하며, 우선순위에 따라 어떤 프로세스를 swap in/out 할지 결정한다. 우선순위가 낮은 프로세스를 swap out 시키고, 높은 프로세스를 메모리에 올려놓는 방식이다. 

 

만약 Compile time이나 Load time binding인 경우 원래 메모리 위치로 swap in 해야 하고, Execution time binding인 경우 추후 빈 메모리 영역 아무 곳에나 올릴 수 있다. 

swap 하는데 걸리는 시간의 대부분은 디스크 전송 시간이다. 

 

 

  3. Contiguous Allocation

 

메모리는 일반적으로 커널 영역과 사용자 프로세스 영역으로 나뉘어서 사용된다. 그중 사용자 프로세스 영역의 할당 방법으로는 Contiguous Allocation(연속적 할당), Noncontiguous Allocation(비연속적 할당)으로 나뉜다.

 

Contiguous Allocation 시스템은 말 그대로, 각 프로세스들이 연속적인 메모리 공간을 차지하게 되는 것이다.  

각 프로세스를 메모리에 담기 위해 메모리는 미리 공간을 분할해두는데, 고정된 크기로 나누는 고정 분할 방식과 프로세스의 크기를 고려해서 나누는 가변 분할 방식이 있다. 

 

고정 분할(Fixed partition)은 분할의 크기가 모두 동일하거나 혹은 서로 다를 수 있다. 분할 당 하나의 프로세스가 적재되기 때문에 동시에 메모리에 load 되는 프로세스의 수가 고정된다. 또 수행 가능한 프로세스의 최대 크기가 제한된다. 

 

가변 분할(Variable partition)은 프로세스의 크기를 고려해서 할당하기 때문에 분할의 크기나 개수가 동적으로 변한다. 이를 위해서는 기술적인 관리 기법이 필요하다. 

 

Contiguous Allocation에서 메모리를 분할하는 각 단위는 Block이고, 프로세스가 사용할 수 있는 BlockHole이라고 한다. 

다양한 크기의 Hole들이 메모리 여러 곳에 흩어져 있고, 프로세스가 도착하면 수용 가능한 Hole을 할당시켜준다. 

가변 분할 방식에서 크기가 n인 프로세스가 들어갈 가장 적절한 Hole을 찾는 문제Dynamic Storage-Allocation Problem이라고 하는데, 세 종류의 해결법이 있다.

 

1) First-fit

크기가 n 이상인 Hole 중 최초로 발견한 Hole에 할당한다. 

 

2) Best-fit

크기가 n 이상인 가장 작은 Hole을 찾아 할당한다. Hole들이 크기순으로 정렬되지 않은 경우 모든 Hole을 탐색해야 한다. 항상 거의 딱 맞는 크기를 할당하기 때문에 할당 후에 아주 작은 Hole들이 많이 생성된다.

 

3) Worst-fit

가장 큰 Hole에 할당한다. 마찬가지로 모든 Hole을 탐색해야 하고, 상대적으로 아주 큰 Hole들이 새로 생성된다. 

 

First-fit과 Best-fit이 Worst-fit에 비해서는 속도나 공간 측면에서 효과적인 것으로 알려져 있으나, 전체적으로 효율이 좋지 않은 편이다. 

 

 

  4. Fragmentation

 

Fragmentation(단편화)프로세스들이 메모리에 적재되고 제거되는 일이 반복되면 프로세스들이 차지하는 메모리 틈 사이에 사용하지 못할 만큼의 작은 공간들이 늘어나게 되는 현상을 말한다. 

외부 단편화(External Fragmentation)내부 단편화(Internal Fragmentation)로 나뉜다. 

 

외부 단편화는 총공간을 계산했을 때 프로세스가 들어갈 수 있는 메모리가 있음에도 불구하고 공간들이 연속하지 않아 사용할 수 없는 경우를 말한다. 

 

내부 단편화는 프로세스가 사용하는 메모리 공간보다 분할된 공간이 더 커서 메모리가 남는 경우를 말한다. 예를 들어 1000 크기의 분할이 있고 990 크기의 프로세스가 들어갈 때, 10만큼의 공간이 남게 되는데 이 현상을 내부 단편화라고 한다. 

 

 

고정 분할은 외부 단편화와 내부 단편화 모두 발생할 수 있고, 가변 분할은 외부 단편화가 발생할 수 있다. 

 

외부 단편화를 해결할 수 있는 방법으로 Compaction(압축)이 있다. Compaction은 프로세스가 사용하는 공간들을 한쪽으로 몰아서 공간을 확보하는 방법이다. 하지만 Compaction은 비용이 매우 많이 드는 작업이므로 효율이 좋지 않다. 

 

 

  5. Paging

 

Paging(페이징)Noncontiguous Allocation 방식이다. 

외부 단편화의 압축 작업의 비효율성을 해결하기 위한 방법으로, 메모리는 프레임(Frame), 프로세스는 페이지(Page)라 불리는 고정 크기의 블록(Block)으로 분리된다. 블록의 크기는 2의 거듭제곱 꼴이다. 

 

한 프로세스가 사용하는 공간은 여러 page로 나뉘어 관리되고, 각각의 page는 순서와 관계없이 메모리의 frame에 mapping 되어 저장된다. 

 

프로세스가 순서대로 메모리에 저장되지 않기 때문에 프로세스를 실행하기 위해선 page가 어느 frame에 들어있는지를 알아야 한다. 이에 대한 정보가 page table이라는 테이블에 저장되어 있고, 이를 사용하여 논리적 주소를 물리적 주소로 변환한다.

<paging의 장점>

 

- page들이 연속할 필요가 없어 외부 단편화를 해결할 수 있다.

- 할당과 해제가 빠르다.

- swap out이 간단하다.

- 코드를 쉽게 공유할 수 있다(Shared pages). 코드가 pure code라면 공유가 가능하며 read-only로 프로세스 간에 하나의 코드만 메모리에 올린다. 

 

<paging의 단점>

 

- 내부 단편화를 해결하지 못한다.

- page table을 저장하기 위한 메모리가 추가로 소모된다.

- page table이 메모리에 상주하기 때문에 메모리에 접근하는 연산은 2번의 메모리 접근이 필요하게 되어 속도가 느리다. (page table에 접근 + 실제 연산)

 

따라서 속도 향상을 위해 Associative register 혹은 TLB(Translation Look-aside Buffer)라 불리는 고속의 하드웨어 캐시를 사용한다. 

 

 

CPU에 의해 만들어진 Logical address는 page numberpage offset 두 부분으로 나뉜다.

page number는 page table의 인덱스로써 page table에 접근할 때 사용된다.

page offset은 물리적 주소를 얻을 때 사용되고, page table의 base address에 page offset을 더하면 물리적 주소를 구할 수 있다. 

 

page table은 프로세스마다 존재하며 메인 메모리에 상주한다. page table이 대부분 매우 크기 때문에 이를 구현하기 위해 비용이 비싼 register를 사용하는 것은 적절하지 않기 때문이다. 

따라서 page table은 메인 메모리에 저장하고, PTBR(Page-Table Base Register)라는 레지스터가 page table을 가리키도록 한다. 만약 Context Switch가 발생하는 경우 이 레지스터의 내용만 변경하면 된다. 

 

page table의 각 엔트리(Entry)에는 정보를 담고 있는 bit가 포함되어 있다. 

- Protection bit : page에 대한 접근 권한 (read / write / read-only)

- Valid-invalid bit : valid는 해당 주소의 frame에 그 프로세스를 구성하는 유효한 내용이 있음. invalid는 없음(접근 불허)

 

메모리 할당이 contiguous 한 경우 Limit만 비교해도 메모리를 보호할 수 있었지만, paging은 contiguous하지 않기 때문에 valid-invalid bit을 이용하여 valid면 해당 page에 접근할 수 있도록 한다. 

 

page의 크기가 작아질수록 내부 단편화가 감소하고 필요한 정보만 메모리에 있어서 메모리 이용에서 효율적이지만, page table의 크기가 증가하고 디스크 이동의 효율성이 감소한다. 따라서 요즘은 page의 크기를 키워주는 흐름이다.  

 

 

  6. Translation Look-aside Buffer

 

TLB(Translation Look-aside Buffer)메모리 주소 변환을 위한 별도의 캐시 메모리로, page table에서 빈번히 참조되는 일부 엔트리를 caching 하고 있다. TLB는 key-value 쌍으로 데이터를 관리하는 associative memory이며, key에는 page number, value에는 frame number가 대응된다.

 

CPU는 page table보다 TLB를 우선적으로 참조하여, 만약 원하는 page가 TLB에 있는 경우 곧바로 frame number를 얻을 수 있고, 그렇지 않은 경우 메인 메모리에 있는 page table로부터 frame number를 얻을 수 있다.

 

 

원하는 엔트리가 TLB에 존재하는지 알기 위해선 TLB 전체를 다 찾아봐야 하는 단점이 있다. 다만, parallel search가 가능하므로 탐색하는 시간은 적다. 

TLB의 성능을 높이고 싶다면 page의 크기를 키우는 방법이 있다. 

 

TLB에서 찾아지는 비율을 a라고 하고, TLB를 탐색하는데 걸리는 시간을 b라고 하면, 메모리 접근 횟수의 기댓값은 

TLB에서 찾은 경우 + 못 찾은 경우 = (b+1)*a + (b+2)*(1-a) = 2+b-a가 된다. 

b는 일반적으로 매우 작은 값이고, a는 값이 크다. 실제로 Block이 어디에나 위치할 수 있어 Cache miss의 문제가 적기 때문이다.

따라서 기존의 메모리 접근 횟수인 2보다 훨씬 작은 값이 된다. 

 

 

Context Switch가 발생하는 경우에는 TLB가 어떻게 처리될까?

 

먼저, 매 Switch마다 TLB 전체를 비우는 방법이 있다. 이 방법은 당연하게도 비용이 비싸다는 단점이 있다. 

따라서, TLB의 각 엔트리가 어느 프로세스를 위한 것인지 추적하여 이용되지 않는 엔트리만 비우는 게 좋다. 이를 ASID(Address Space Identifier)를 이용하여 해결한다.

ASID는 Process ID와 유사하지만 8bit로, 32bit인 PID보다 저렴하다. 동일한 ASID를 갖는 프로세스끼리는 TLB를 공유할 수 있기 때문에, 이런 경우엔 TLB를 비우는 오버헤드를 줄일 수 있다. 

 

TLB miss가 난 경우에는 하드웨어와 운영체제가 모두 관여한다. 

하드웨어가 page table에서 유효한 엔트리가 있는지를 확인한다. 만약 유효한 엔트리가 없다면 page fault를 발생시키고 이를 운영체제가 다룬다. 

그리고 TLB miss가 발생하면 CPU가 운영체제에 trap을 발생시켜 커널 모드로 바꾼 뒤 명령어를 TLB에 load 한 후 재시작한다.  

 

 

  7. Structure of the Page Table

 

현대 컴퓨터는 주소 공간이 매우 큰 프로그램을 지원한다. 32 bit 주소를 사용하는 경우 $2^{32}$ = 4GB의 주소 공간을 사용한다. 이때 page의 크기가 4KB이면 약 100만 개의 page table entry가 필요하다. 그러나 대부분의 프로그램은 4GB 중 매우 일부분만 사용하므로 page table 공간이 심하게 낭비된다. 

이를 해결하기 위해 page table을 효율적으로 구성하는 몇 가지 방법이 있다. 

 

1. Multi-level paging

 

논리적 주소 공간을 여러 단계의 page table로 분할하여 오직 사용되는 page의 page table만 할당하는 기법이다. 이를 통해 각각의 page table이 Noncontiguously 하게 할당되도록 하는 것이 목표이다.

간단한 예로 Two-level paging을 살펴보자.

 

Two-level paging은 말 그대로 page table과 메모리 사이에 page table을 하나 더 둠으로써 두 단계를 거치는 방법이다. 이를 통해 모든 page를 로드해야 하는 부담을 줄일 수 있다.

기존에는 32 bit 논리적 주소 공간이라면, 20 bit는 page number, 12 bit는 page offset을 나타냈는데, Two-level인 경우, page table 자체가 page로 구성되기 때문에 page number는 10 bit의 page number와 10 bit의 page offset으로 또 나뉘게 된다. 

 

만약 주소 공간이 더 커지면 Multi-level page table이 필요하다. 

이 경우 각 단계의 page table이 모두 메모리에 존재하기 때문에 더 많은 메모리 접근이 필요할 수 있는데, 이는 TLB로 해결할 수 있다. 

 

2. Hashed Page Table

 

hash table을 이용하여 page table을 관리하는 기법이다. 주소 공간이 32 bit보다 커지면 계층적 paging이 비효율적이므로 이 방식을 사용한다. virtual page number를 해싱하여 page table을 참조하는 데 사용한다. 연결 리스트를 따라가면서 page number를 비교하고 일치하면 대응되는 frame number를 얻는다. 구현하기가 어렵지만 속도는 매우 빠르다. 

 

3. Inverted Page Table

 

지금까지의 page table은 각 page마다 하나의 항목을 가졌다. 반대로 Inverted page table은 메모리의 frame마다 한 항목씩 할당하는데, 그러면 physical frame에 대응하는 항목만 저장하면 되므로 메모리를 훨씬 적게 사용한다. 각 page table entry는 각각의 메모리의 frame이 담고 있는 내용(PID, logical address)을 표시한다.

다만 테이블 전체를 탐색해야 하므로 시간이 오래 걸리는 단점이 있어 대부분의 메모리는 Hashed page table과 Inverted page table의 결합으로 이루어져 있다.  

 

 

  8. Segmentation

 

Segmentation은 의미 단위로 하나의 프로세스를 나누는 것을 말한다. 작게는 프로그램을 구성하는 함수 하나하나를, 크게는 프로그램 전체를 하나의 Segment로 정의할 수 있다. 일반적으로는 code, data, stack 부분이 하나의 세그먼트로 정의된다. 

 

Segmentation의 논리적 주소는 <segment number, offset>으로 구성되며, 각각의 segment는 base, limit, protection bit을 가지고 있다.

 

Segmentation의 장점은, paging과 마찬가지로 segment들이 연속적으로 할당될 필요가 없고, stack과 heap이 독립적으로 커질 수 있으며, segment마다 protection을 따로 수행할 수 있는 등 paging과 유사한 장점을 가지고 있다.

다만, 각각의 segment는 반드시 연속적으로 할당해야 하는 단점이 있다. 

 

PC로 보시는 것을 권장합니다. 

피드백은 언제나 환영입니다. 댓글로 달아주세요 ^-^

 

 

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