1 물리 메모리의 한계

1.1 주소 공간과 물리 메모리

32비트 CPU가 액세스할 수 있는 물리 메모리의 최대 크기 = $2^{32} 바이트 = 4 GB$ = 프로세스의 주소 공간
사용자가 작성할 수 있는 응용프로그램(프로세스)의 최대 크기는 프로세스 주소 공간 중 운영체제가 설정한 사용자 공간의 크기

2 가상 메모리 개념

2.1 가상 메모리 개요(virtual memory)

물리 메모리보다 큰 프로세스나 여러 개의 작은 프로세스를 동시에 실행시켜, 사용자나 응용프로그램에게 무한대의 메모리가 있다고 느끼도록 하는 메모리 관리 기법
핵심
- 물리 메모리를 디스크 공간으로 확장
- 스와핑(swapping)

가상 메모리 개념

물리 메모리의 영역을 하드 디스크까지 연장, 프로세스를 물리 메모리와 하드 디스크에 나누어 저장한다.
프로세스의 실행에 필요한 부분만 메모리에 적재하고 나머지는 하드 디스크에 저장해두고 실행에 필요할 때 물리 메모리로 이동시킨다.
물리 메모리에 빈 영역이 부족하게 되면, 운영체제는 프로세스를 구분하지 않고 물리 메모리의 일부분을 하드 디스크에 옮겨 물리 메모리의 빈 영역을 확보한다.
물리 메모리를 확장하여 사용하는 디스크 영역을 스왑 영역(swap area), 물리 메모리의 일부를 디스크로 옮기는 작업을 스왑-아웃(swap-out), 스왑 영역으로부터 물리 메모리로 적재하는 과정을 스왑-인(swap-in)
프로세스는 0번지부터 연속적으로 존재한다고 생각하며, 어떤 부분이 어디에 있는지(물리 메모리인지, 하드 디스크 인지) 알지 못한다.
가상 메모리는 운영체제마다 구현 방법이 다르다.

논리 주소와 가상 주소

논리 주소 = 가상 주소(virtual address) 컴파일러 입장에서 보면 논리 주소가 적합하지만, 운영체제 입장에서는 가상 주소라고 부르는 것이 더 적합

TIP

malloc()이 메모리가 부족하여 null을 리턴하는 경우, 물리 메모리가 부족한 것인가? 아니다. 프로세스의 사용자 주소 공간 내에 힙 영역이 부족해서 그런것

2.2 가상 메모리 구현

운영체제에서 다음 2가지 방법으로 구현

요구 페이징(demand paging)
- 페이징 기법을 토대로 프로세스의 일부 페이지들만 메모리에 적재하고 나머지는 하드 디스크에 둔다.
- 페이지가 필요할 때 메모리를 할당받고 페이지를 적재시키는 메모리 관리기법
- 요구페이징 = 페이징 + 스와핑
요구 세그먼테이션(demand segmentation)
- 세그먼테이션 기법을 토대로 한다.
- 프로세스를 구성하는 일부 세그먼트들만 메모리에 적재해두고, 다른 세그먼트가 필요할 때 메모리를 할당받아 세그먼트를 적재하는 메모리 관리 기법

3 요구 페이징(demand paging)

3.1 요구 페이징 개념

물리 메모리의 크기 한계를 극복하기 위해 페이징 기법을 기반으로 만들어진 가상 메모리 기법
페이지가 필요할때 물리 메모리를 할당받고 디스크에서 읽어 적재

3.2 요구 페이징 구성

요구 페이징의 개념과 구성

디스크의 스왑 영역

메모리에서 쫓겨난 페이지들이 저장되는 영역
스왑 영역을 구성하는 방법은 운영체제마다 다르다
- 디스크 내에 특정 위치를 정해서 사용
- 스왑 파티션
- 특정 파일

페이지 테이블

presence/valid 비트 - 페이지가 메모리에 적재되어 있는지를 나타내는 비트
- 1 - 물리 메모리
- 0 - 디스크
modified/dirty 비트 - 페이지가 메모리에 적재된 후 수정되었는지를 나타내는 비트
- 1 - 물리 메모리에 적재된 후 수정됨
- 0 - 수정된 적 없음
physical address 필드
- presence = 1 - 물리 프레임의 번호
- presence = 0 - 디스크 주소(디스크 블록 번호, disk block number)

페이지 폴트(page fault)

CPU가 가상 주소를 발생시켜 액세스하려는 페이지가 현재 물리 메모리에 없을 때 페이지 폴트라고 한다.

3.3 페이지 폴트 자세히 알기

샘플 프로세스의 구성

; n = 10을 컴파일한 코드
mov eax, 10            ; eax 레지스터에 10 저장
mov [11111234], eax    ; eax 레지스터 값을 0x11111234 번지에 저장

페이지 폴트 처리 과정

3.4 요구 페이징 시스템에서 프로세스 실행

프로세스의 실행 과정을 설명하기 위한 샘플 프로세스

프로세스의 시작 페이지 적재 메모리 프레임 1개 할당, 실행 파일로부터 프로세스의 실행이 시작될 첫 페이지를 적재한 후 실행
여러 번의 페이지 폴트를 통해 실행 파일로부터 페이지들 적재 프로세스의 실행 초기에는 전역 변수가 담긴 페이지나 스택 페이지가 메모리에 없기 때문에 페이지 폴트가 연이어 발생
- 폴트가 발생한 페이지는 실행 파일 또는 스왑 영역 중에 있다.
메모리가 부족하면 스왑-아웃/스왑-인
스왑-아웃된 페이지 100을 다시 스왑-인
수정된 페이지는 스왑 영역에 쓰기 빈 프레임을 만들기 위해 희생 페이지를 선택했을 경우
- 페이지 테이블 항목에 M비트=1 이라면, os는 해당 페이지가 들어 있는 프레임을 스왑 영역에 다시 기록
- M비트=0 일 경우, 적재된 후 수정X, 해당 페이지가 있던 프레임에 다른 페이지 적재

순수 요구 페이징

아무 페이지도 적재하지 않은 채 프로세스를 실행, 페이지 폴트를 통해 첫 페이지를 적재

가상 메모리에 스왑 영역은 꼭 필요할까?

필요하다. 스왑 영역을 디스크의 정해진 위치에 만들고 이용하면 일반 파일 시스템에서 읽고 쓰는 속도보다 훨씬 빠르다.

요구 페이징에서 프로세스의 각 영역에 대한 적재 및 스왑 정리

영역	<	처음 액세스	적재 후 M 비트 값	처음 액세스 후 교체될 때	다시 액세스 될 때
코드	<	프레임 할당. 실행 파일로 부터 적재	항상 0(읽기 전용)	항상 프레임 버림	프레임 할당. 실행 파일로 부터 적재
데이터	초기화된 데이터	프레임 할당. 실행 파일로부터 적재	0	M비트=1→스왑-아웃 M비트=0→프레임 버림	스왑 영역에 있으면 스왑-인. 없으면 실행 파일로부터 적재
^	초기화되지 않은 데이터	프레임 할당. 0으로 초기화	1	M비트=1 이므로 스왑-아웃	스왑 영역에서 스왑-인
힙	<	프레임 할당. 초기화 없음	0	M비트=1→스왑-아웃 M비트=0→프레임 버림	스왑 영역에 있으면 스왑-인. 없으면 다시 프레임 할당
스택	<	프레임 할당. 초기화 없음	0	M비트=1→스왑-아웃 M비트=0→프레임 버림	스왑 영역에 있으면 스왑-인. 없으면 다시 프레임 할당

3.5 쓰기 시 복사(COW, copy on write)

완전 복사

int childPid = fork(); // fork() 시스템 호출로 현재 프로세스를 복사한 자식 프로세스 생성

부모 프로세스의 메모리를 모두 복사하여 자식 프로세스 생성

완전 복사의 비효율성

리눅스의 쉘을 비롯하여 많은 응용프로스램들은 fork()로 자식 프로세스를 생성한 후 자식 프로세스가 execlp()을 이용하여 곧 바로 다른 프로그램(실행 파일)을 실행시키도록 작성된다. 즉 부모 프로세스의 메모리를 모두 복사하여 자식 프로세스가 생성된 직후 할당받은 메모리를 모두 반환하고 다른 실행파일로 부터 다시 페이지를 적재한다는 것

쓰기 시 복사(copy on write, COW)로 완전 복사 문제 해결

부모 프로세스의 메모리를 복사하지 않고 자식 프로세스가 부모 프로세스의 메모리를 완전히 공유
부모or자식 실행중 메모리 쓰기가 발생하면, 그때 os가 쓰기가 발생한 페이지만 새 프레임을 할당받아 복사
읽는 경우 복사X

페이지 테이블 항목

presence 비트 - 1이면 페이지가 메모리 프레임에 존재. valid bit 라고도 함

modified 비트 - 1이면 페이지가 적재된 후 수정되었음. dirty bit 라고도 함

protection 비트 - ‘R’이면 읽기 전용 페이지, ‘RW’이면 읽기 쓰기 모두 가능한 페이지

reference 비트 - 1이면 페이지가 최근에 참조되었음

physical address 필드 - 페이지가 저장된 프레임 번호 혹은 디스크 블록 번호

쓰기 시 복사의 장점

프로세스 생성 시간 절약
- 부모 프로세스의 메모리 프레임을 복사 X
메모리 절약
- 읽기만 하는 페이지는 새로운 프레임 할당 X

3.6 페이지 폴트와 스래싱(thrashing)

페이지 폴트와 디스크 I/O

페이지 폴트가 발생하면 필연적으로 디스크 입출력이 동반
디스크 입출력을 줄이기 위해 페이지 폴트의 횟수를 줄여야 한다.

스래싱

페이지 폴트가 계속 발생하여 메모리 프레임에 페이지가 반복적으로 교체되고 디스크 입출력이 십각하게 증가하고 CPU 활용률이 대폭 감소하는 현상
빈번한 페이지 폴트로 인한 디스크 입출력 증가 현상

스래싱 원인

다중프로그래밍 정도(메모리 양에 비해 실행중인 프로세스의 개수, degree of multiprogramming)가 과도한 경우
메모리 할당 정책이나 페이지 교체 알고리즘이 잘못되었을 경우
컴퓨터 시스템에 설치된 메모리가 절대적으로 작은 경우
우연히도 특정 시간대에 너무 많은 프로세스를 실행한 경우

스래싱 현상 관찰

다중프로그래밍 정도가 임계점 M을 넘어가면 스래싱 발생 동시에 실행되는 프로세스의 개수가 많음에도 불구하고 오히려 CPU 활용률이 갑자기 떨어질 때 스래싱이 발생하기 시작한 것으로 판단할 수 있다.

스래싱 해결 및 예방

스래싱이 발생한 상태

몇 개의 프로세스를 강제로 종료시켜 다중 프로그래밍의 정도를 낮추어야 한다. 스래싱을 예방하기 위해서는 다중프로그래밍 정도의 시스템 허용치를 낮추어 설정하거나, RAM을 늘려야 한다.

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