기본 하드웨어

CPU가 직접적으로 접근할 수 있는 메모리는 CPU 레지스터와 RAM이 유일하며, 이외의 메모리는 CPU가 해당 메모리의 주소를 가져오는 것이 불가능합니다.

이 때 CPU 레지스터는 단일 클럭만에 연산이 가능한데 반해, RAM은 메모리 버스를 경유해야 하기 때문에 훨씬 많은 클럭이 소요되므로, 이 속도차이를 보완하고자 중간에 캐시 메모리를 둘 수 있습니다.

프로세스 메모리

프로세스 메모리 범위

각각의 프로세스는 자신만이 사용할 수있는(legal) 메모리 공간을 가지며, 운영체제는 각 프로세스가 합법적인 메모리 영역에만 접근할 수 있도록 강제해야 합니다. 따라서 현대 시스템은 기준 레지스터(BASE)와 상한 레지스터(LIMIT)를 두어 합법적인 메모리 영역을 표현하는데, 일반 프로세스는 [BASE, BASE + LIMIT) 내에서만 메모리를 조작할 수 있습니다.

기준 : 0x9000
상한 : 0x2000
Legal Memory Range : [0x9000, 0x9000 + 0x2000)

단, 커널 프로세스는 이러한 제약을 받지 않기때문에, 운영체제는 사용자 프로그램을 메모리에 적재하거나 에러가 발생하면 덤프를 뜨는 등의 일들을 수행할 수 있습니다.

프로세스 바인딩

바인딩 시점에 따른 분류

프로세스의 메모리 범위를 결정하는 것을 바인딩(Binding)이라고 하며, 바인딩을 수행하는 시점에 따라 다음과 같이 분류할 수 있습니다.

Compile-Time Binding
- 프로그램을 컴파일 할 때 메모리 범위를 결정.
- 범위가 달라지면 재컴파일 해야한다.
- 다른 프로그램의 메모리 범위가 겹치지 않도록 프로그래머가 주의해야 함.
- 도스 시절에나 쓰던 방식.
Load-Time Binding
- 프로그램이 램에 적재되기 전에 BASE와 LIMIT을 결정.
- 다른 프로그램의 메모리 범위가 겹치지 않도록 운영체제가 관리함.
- 현대 시스템에 채택됨.
Run-Time Binding
- 실행중에 운영체제에 의해 다른 메모리 주소로 옮겨질 수 있음.
- 적재시간 바인딩을 기본적으로 포함함.
- 특수한 하드웨어가 필요함.

논리주소와 물리주소

CPU가 취급하는 주소를 논리주소, 해당 논리주소에 연관된 실제 메모리의 주소를 물리주소라고 합니다. 간단하게 생각하여 Load-Time Binding에서 CPU가 프로그램에게 전달하는 주소의 범위는 [0, LIMIT)이지만, 실제로 접근해야 하는 범위는 [R, R + LIMIT)입니다.

프로그램이 논리주소를 통해 데이터를 요청하면, 운영체제는 해당 논리주소를 물리주소로 변환해야 하며, 이러한 역할을 수행하는 장치를 MMU(Memory Managemnt Unit)이라고 합니다.

동적 적재

현대 시스템에서 코드가 실행되려면 메인 메모리에 미리 적재되어 있어야 하지만 가~끔 실행되는 주제에 매우 큰 코드를 처음부터 적재하는 것은 매우 비효율적입니다. 따라서, 일부 코드는 메인 메모리에 미리 적재되지 않도록 설정할 수 있습니다.

이런 코드들은 실제로 프로그램에 의해 호출되기 전까지 메모리에 적재되지 않으며, 메모리에는 stub으로 불리는 재배치 가능 요소로 대체됩니다. 이후에 스텁을 만나면 진행을 잠깐 멈췄다가 해당 스텁이 가르키는 경로의 코드를 적재한 뒤에 작업을 재개합니다. 윈도우에서 말하는 .dll파일이 이러한 종류이며, 이런 전략을 Dynamic Loading, Dynamic Linking, Shared Library라고 부릅니다.

원래 이러한 전략을 구현하는 것은 본래 프로그래머가 알아서 해야하는 것이지만, 운영체제가 동적 적재를 지원하는 인터페이스를 제공하여 프로그래머에게 도움을 줄 수 있습니다.

고전적 스와핑

스와핑이란?

현대 시스템은 선점이 허용되어 있으므로, 진행하던 작업을 멈추고 다른 작업을 수행해야 하는 경우가 생길 수 있습니다. 그러나 멈춘 작업들을 메모리에 계속 내버려둔다면 새로운 프로세스를 더 받아들일 수 없으므로, 프로세스를 디스크로 빼냈다가 다시 적재하는 기능이 요구되었습니다. 이것을 스와핑이라고 합니다.

디스패처

스와핑에 의해 작업이 메모리에 적재되어 있지 않을 가능성이 생겼으므로, 실행할 작업이 메모리 적재되어 있는지 검사하는 프로그램이 필요해졌습니다. 이것을 디스패처라고 하며, 메모리에 적재되어 있는지 검사하고, 메모리에 없다면 이미지를 재적재시킵니다.

단점

문맥교환 비용의 증가 :

고전적 스와핑은 보조 기억장치에 작업을 백업하기 때문에, 기억장치의 속도가 느리면 스와핑의 속도도 같이 느려졌습니다. 스와핑은 문맥교환시에 발생하므로 문맥교환의 비용이 대폭 증가한 것과 같습니다. 이것은 짧은 주기의 라운드 로빈 시스템에서 매우 치명적입니다.

시스템 처리율 감소 :

그리고 스와핑에만 매달리는 바람에 작업을 수행할 시간이 부족하므로 시스템의 처리율도 감소합니다.

재배치 이슈 :

스와핑에 의해 보조기억장치로 날아간 작업이 다시 돌아와야 할 때 BASE 레지스터를 어떻게 할것인지에 대한 고민도 필요합니다. 이전과 같은 장소로 배치된다면 좋겠지만, 항상 그것이 보장되어 있는 것은 아닙니다. Run-Time Binding이 허용되는 시스템이라면 좋겠지만, 모든 시스템이 이를 지원하는 것도 아닙니다.

개선된 스와핑

이러한 단점들로 인해 고전적 스와핑은 현대에 거의 사용되지 않지만, 이를 개선한 개선된 스와핑은 거의 모든 운영체제에 사용되고 있습니다. 그러나 개선된 스와핑에 대한 설명은 해당 챕터를 넘어가므로 설명하지 않습니다.

메모리 할당의 분류

프로세스에게 메모리를 할당하는 경우, 각 프로세스에게 연속적으로만 메모리를 줄 수 있다면 연속적 메모리 할당(Contigous Memory Location), 띄엄띄엄으로도 주어질 수 있다면 비연속적 메모리 할당(Non-contigous Memory Location)이라고 부릅니다.

연속적 메모리 할당

고정 크기 할당

메모리를 동일한 크기로 자른 뒤, 각 프로세스마다 블럭 하나만 주는 방식입니다. 전체 메모리가 N분할 되었다면 적재될 수 있는 프로세스도 최대 N개이므로 다중 프로그래밍 정도는 블럭의 개수와 같으며, 모든 프로세스는 할당된 메모리 크기가 서로 같습니다. 현대에서는 사용되지 않는 방식입니다.

동적 크기 할당

고정 할당과 달리 각 프로세스에게 할당된 메모리 크기가 다를 수 있습니다.

이러한 가변 할당은 고정 할당과 달리 외부 단편화(External Fragmentation)라는 문제를 발생시킬 수 있는데, 할당과 해제를 반복하다보면, 중간중간에 생기는 제대로 사용할 수 없는 빈 공간이 바로 그것입니다. 외부 단편화가 골칫거리인 이유는 각각의 단편화의 크기는 작을지라도, 전부 모으면 새로운 프로세스를 하나 더 적재할 수 있을만큼 커지기 때문입니다. 이것은 가변 할당의 고질적인 단점입니다.

최초 적합

최초 적합(First-Fit)은 처음으로 만난 적당한 빈 공간에 프로세스를 적재합니다. 처음으로 만난 빈 공간에 바로 할당해주면 되므로, 다른 두 방식보다 시간복잡도가 낮습니다.

최적 적합

최적 적합(Best-Fit)은 적당한 빈 슬롯 중 가장 작은 공간에 프로세스를 적재합니다. 모든 빈 공간을 탐색해야 하므로 시간복잡도가 높으며, 매우 작은 크기의 빈공간을 생성합니다.

최악 적합

최악 적합(Worst-Fit)은 적당한 빈 슬롯 중 가장 큰 공간에 프로세스를 적재합니다. 모든 빈 공간을 탐색해야 하므로 시간복잡도가 높으며, 매우 큰 크기의 빈공간을 생성합니다.

외부 단편화 해결

압축

할당된 메모리를 전부 몰아넣으면 단편화를 없앨 수 있으며, 이것을 메모리 압축(Memory Compaction)이라고 부릅니다. 메모리를 이동시키는 작업은 크기에 비례하여 비싸지기 때문에, 어떻게 메모리를 몰아넣을지에 따라 시간복잡도가 달라지며 Rum-Time Binding이 허용되지 않으면 애초에 사용할 수 없습니다.

그림 설명 :

모든 프로세스를 위쪽으로 순서대로 몰아넣어야 한다면, P3(200K)와 P4(400K)를 이동시켜야 하므로 600K을 이동시켜 압축할 수 있음.
처음부터 P4를 P3의 위로 이동시키면 400K만 이동시켜 압축할 수 있음.
양쪽으로 몰아넣기가 허용된다면 P3를 P4의 아래로 이동시켜 200K만 이동시켜 압축할 수 있음.

비연속적 할당으로 도망가기

외부 단편화는 애초에 연속적 할당에서만 발생하므로, 비연속적 할당 방식인 페이징을 사용하여 외부 단편화를 방지할 수 있습니다.

페이징

프레임과 페이지

페이징(Paging)은 고정크기 할당과 비슷하지만, 나눠진 물리적 블럭을 프레임(Frame)이라고 부르며, 하나의 프로세스가 여러개의 프레임을 할당받을 수 있습니다. 이 때, 운영체제는 프로세스의 메모리 접근을 관리하기 위해 프레임을 직접적으로 사용하지 않고 페이지라는 논리적인 블럭을 사용합니다. 둘은 1:1로 대응되는 개념이므로 프레임과 페이지의 단위 크기는 같아야 함에 주의해주세요.

페이지 테이블

페이지는 페이지 테이블을 통해 자신이 어느 프레임을 가르키고 있는지 알아낼 수 있습니다. 예를 들어, 아래의 상황에서는 P1의 3번째 페이지가 메모리의 4번째 프레임을 가르키고 있는 것을 확인할 수 있습니다.

논리적 주소 변환

한 페이지에는 여러개의 데이터가 담길 수 있으므로, 어떤 데이터의 시작지점(=주소)를 명확하게 표현하기 위해서는 2개의 정보가 필요합니다.

페이지 번호
페이지 내에서 시작지점과의 변위(offset)

위의 예제에서 논리적주소 1110은 두 가지 정보를 표현합니다.

페이지 번호 : 0b11 → 3
페이지 변위 : 0b10 → 2

페이지 테이블을 통해 페이지를 프레임으로 바꿀 수 있으므로,

프레임 번호 : 0b01 → 1
프레임 변위 : 페이지 변위와 같음.

따라서 논리적주소 0b1110은 물리적주소 0b0110와 같으며, 해당 주소가 가르키는 데이터는 0b01번째 프레임에서 0b10번째 위치에 있는 c임을 알 수 있습니다.

이제 다음 그림의 물리적 메모리의 빈칸을 채울 수 있겠죠?

주소의 크기

램의 용량이 커지면 표현해야 할 영역의 크기도 증가하므로 주소를 표현하는 정보의 크기도 커질 수 밖에 없습니다. 실제로 32비트 운영체제에서는 최대 4GB만 인식할 수 있으므로 4바이트로도 모든 영역을 표현할 수 있지만, 64비트 운영체제에서는 8바이트는 되어야 인식된 메모리의 모든 영역을 표현할 수 있습니다.

메모리의 크기가 2^m바이트이고 페이지의 크기가 2^p바이트 이라면, 다음 규칙에 따라 가용가능한 최소 크기의 주소 사이즈를 산출할 수 있습니다.

변위 부분의 크기 : p 비트
번호 부분의 크기 : m - p비트

변위 부분의 크기 :

변위 부분은 페이지의 어느 부분이라도 가르킬 수 있어야 하므로 페이지의 크기가 2^p바이트라면 최소한 p비트가 필요합니다. 예를 들어, 페이지의 사이즈가 4바이트라면 최소 2개 비트는 있어야 모든 바이트를 표현할 수 있기 때문입니다.

0b00 : 페이지의 0번째 바이트
0b01 : 페이지의 1번째 바이트
0b10 : 페이지의 2번째 바이트
0b11 : 페이지의 3번째 바이트

번호 부분의 크기 :

메모리의 크기가 2^m바이트이고 페이지의 크기가 2^p바이트라면, 전체 램은 2^m / 2^p개의 페이지로 분할됩니다. 수식을 정리하면 2^(m-p)개의 페이지와 같고, 변위 부분에서와 같은 방식으로 최소 m-p개의 비트가 있어야 모든 페이지를 가르킬 수 있음을 알 수 있습니다.

내부 단편화

사용하지 못하는 페이지는 존재하지 않으므로 외부 단편화는 없어졌지만, 페이지를 다 쓰지 않았는데도 새로운 페이지를 요청하는 내부 단편화(Internal Fragmentation)이 발생할 수 있습니다.

필요한 것은 1111KB 밖에 안되는데, 512KB 페이지를 3개 줘야함.
추가로 4KB를 요구했는데, 각 페이지의 가용공간이 {3KB, 0KB, 1KB} 밖에 없어서 새로운 페이지를 온전히 줘야함.

너무 부정적인 측면만 강조했는데, 이렇게 겁을 줘도 외부 단편화보다는 내부 단편화가 훨씬 낫습니다. 프로세스가 종료되면 내부 단편화는 알아서 사라지기 때문입니다.

문맥교환

운영체제는 페이지 테이블을 프로세스 정보와 함께 유지하므로 프로세스가 가지게 된 정보가 증가한 것과 같습니다. 이것은 곧 문맥교환 비용의 증가로 이어집니다. 어떻게 하면 문맥교환을 가볍게 할 수 있을까요?

PTBR를 사용한 해결안

문맥교환 비용의 증가를 막는 첫 번째 방법은 페이지 테이블 기준 레지스터(Ptage-Table Base Register)를 사용하는것 입니다. 운영체제는 페이지 테이블을 메인 메모리에 전부 올려놓고, 현재 작업에 연관된 페이지 테이블을 가르키도록 PTBR 레지스터의 값을 지정하는것 입니다. 문맥교환이 발생하면 레지스터의 값만 바꾸어 해결할 수 있습니다.

그러나 이 방식은 논리적 주소를 통해 데이터를 읽으려 할 때 2번의 액세스가 발생하므로 비효율적입니다. CPU는 1클럭 연산인데 반해서 RAM은 매우 느리다는 것을 생각해보면 2번의 RAM 액세스가 얼마나 치명적인지 알 수 있습니다.

메인 메모리에 저장된 테이블 페이지에 액세스하기 위해 한번.
변환된 물리적 주소로 메인 메모리에서 값을 가져오기 위해 한번.

TLB를 같이 사용한 해결안

PTBR 혼자서는 매우 느리므로, 현대 시스템은 Transaction Look-aside Buffer라는 매우 빠르고, 매우 비싸고, 매우 작은 딕셔너리 캐시(연관 캐시)를 동시에 사용합니다. 주어진 페이지 번호에 연관된 프레임의 번호를 얻어와야 할 때, 먼저 이 캐시를 들여다보고 없는 경우에만 PTBR을 통해 가져오는 것이죠.

다음 챕터에서 나오는 내용이지만 프로세스의 지역성에 의해 프로세스는 모든 페이지를 골고루 액세스하지 않으므로, 자주 사용되는 페이지를 캐싱해두면 전체적인 성능향상을 기대할 수 있습니다

단, 문맥교환이 발생하면 페이지 번호에 연관된 프레임 번호가 바뀌게 되므로, 잘못된 프레임 번호를 반환하지 않도록 캐시를 초기화해야 합니다.

공유 페이지

여러 프로세스가 동일한 라이브러리를 사용한다면, 해당 라이브러리에 연관된 페이지를 다수의 프로세스에게 공유시켜 메모리를 절약할 수 있습니다.

보호 비트

페이지 테이블에는 프레임 번호와 함께 올바른 접근인지 확인하기 위해 2가지 플래그를 함께 저장합니다.

유효/무효 비트
읽기/쓰기 비트

유효-무효 비트를 통해 해당 페이지가 그 프로세스에게 소유되었는지를 검사하며, 읽기-쓰기 비트를 통해 읽기전용 페이지에 쓰기를 시도하려는 것인지를 검사합니다. 이 두 개의 검사를 통과하지 못한다면 운영체제가 트랩을 발생시킵니다.

페이지 테이블 구조

N단계 계층적 페이지 테이블

N차원 배열이 존재하듯이 페이지의 하위요소가 페이지인 경우도 있을 수 있습니다. 이렇게 하나의 테이블의 엔트리가 하위 페이지중 하나를 가르키는 방식을 N단계 계층적 페이지(Multi-Level Hierarchical Page)라고 부릅니다.

페이지의 단계가 깊어질수록 페이지의 크기는 점점 작아지기 때문에, 이 방식을 적용하면 작은 메모리 요구를 내부 단편화를 최소화 하면서 들어줄 수 있습니다. 1바이트만 요청하더라도, 계층적 단계를 높이면 충분히 작은 크기의 페이지를 내어줄 수 있습니다.

각 단계별 페이지의 수가 균일해지고 최종 단계의 페이지 크기가 작아질수록 성능이 좋아지지만, 페이지 레벨이 높아질 때 마다 물리적 주소 변환 비용이 더 빠르게 증가하므로 64비트 환경처럼 무수히 많은 계층으로 나눠야 하는 상황에서는 부적절합니다. 32비트 시스템에서는 매우 유용하게 사용된 방식입니다.

해쉬된 페이지 테이블

해시는 넓은 도메인에서 값을 찾는데에 특화되어 있으므로, 이것을 페이지 테이블에 적용하면 64비트 환경에서도 빠르게 물리적 주소를 찾을 수 있습니다. 이것을 해쉬된 페이지(Hashed Page)라고 합니다.

해시된 페이지는 해싱된 논리적 주소를 사용하여 물리적 주소를 얻는데, 구체적으로는 해싱값에 연관된 연결 리스트로 이동하여 논리적 주소와 일치하는 노드를 순차적으로 탐색하여 일치한 노드의 값을 가져와 물리적 주소로 사용합니다.

이 방식은 해시의 특징을 이어받았기에, 메모리 영역이 방대하고 불연속적으로 할당되는 경우에 유리합니다. 64비트인 현대적 환경에 매우 적합한 기법입니다.

위의 그림은 다음과 같은 순서로 동작합니다.

논리적 번호 p의 해싱값을 사용하여 연결 리스트에 접근한다.
연결 리스트의 첫 번째 노드는 {논리=q, 물리=s}이므로 찾는 노드가 아니다.
연결 리스트의 두 번째 노드는 {논리=p, 물리=r}이므로 찾고있던 노드다!
그러므로, 페이지 번호 p는 프레임 번호 r로 사상된다.

역 페이지 테이블

보통 페이지 테이블은 프로세스가 자신의 정보로써 관리(소유)하지만, 새 페이지를 할당받아야 하는 것 처럼 프레임의 사용정보를 추척해야 하는 경우 비용이 비싸집니다. 자신이 가지고 있는 페이지 테이블에는 가용할 수 있는 프레임 정보가 포함되어 있지 않으므로, 운영체제에게 부탁해야 하기 때문입니다. 또한 각 프로세스마다 테이블을 생성해야 하기 때문에 메모리를 많이 사용해야 합니다.

일부 운영체제는 이 문제를 프로세스는 페이지 테이블을 가지지 않고, 운영체제는 프레임(Frame) 테이블을 관리하는 것으로 해결하는데, 이러한 설계를 역 페이지 테이블(Inverted Page Table)라고 부릅니다. 페이지 테이블이 아닌 프레임 테이블이라고 말한 것에 유의해야 합니다. 이러한 설계를 도입한 운영체제는 다음과 같이 2개 항목으로 구성된 테이블을 유지합니다.

프레임을 소유한 작업의 식별자 (pid)
논리적 번호

위의 그림을 설명하면 다음과 같습니다.

작업 식별자(pid), 논리적 주소(p), 변위(d)로 구성된 논리주소가 호출된다.
운영체제는 테이블을 순차적으로 탐색하며 {pid, p}에 매칭되는 노드의 인덱스(i)를 찾는다.
논리적 주소의 {pid, p}는 노드의 인덱스 {i}로 사상된다.

이러한 설계는 운영체제에 페이지 테이블이 1개만 존재하므로 용량이 절약되지만, 주소변환을 하기 위해 매번 순차적 반복을 해야 한다는 것과 하나의 프레임에 2개 이상의 pid를 설정할 수 없으므로 공유 페이지와 같은 메모리 공유 기법이 불가능하다는 단점이 있습니다.

세그먼테이션

필요성

프로그램은 단순한 비트의 조합이 아닙니다. 프로그램을 아주 살짝만 더 들여다 보면 다음과 같이 구성되어 있습니다.

프로그래머가 작성한 명령어
전역에서 사용하는 공유 데이터
작성된 프로그래밍 언어에서 제공하는 표준 라이브러리

페이징은 이러한 프로그램 구성요소들의 특징을 중요하게 생각하지 않으므로, 함수의 코드가 서로다른 페이지로 분리되는 불상사가 일어날 수 있습니다. 즉, 함수를 실행하려면 그 함수를 구성하고 있는 모든 페이지를 적재해야 합니다.

당연한 것 같다구요? 아래의 그림을 살펴보면, 한 번의 페이지 적재로 끝낼만한 데이터가 두 번에 나뉘어서 적재되는 상황을 나타내고 있습니다. 페이지를 적재하는 것은 꽤나 비싼 작업이므로, 굳이 여러개의 페이지를 적재해야 하는 것은 매우 비효율적입니다.

세그먼테이션은 위에서 설명했던 사용자 측면의 데이터 관리를 할 수 있도록 도와주는 연속 할당 기법입니다. 동일한 특징을 갖는 데이터를 하나의 세그먼트에 저장시켜, 비슷한 성질의 데이터 밀집도를 향상시킵니다. 예를 들어, C++ 프로그램이 메모리에 올려질 때는, 다음과 같이 비슷한 성질의 데이터가 같은 세그먼트에 모여있게끔 적재됩니다.

Test Segment : 실행가능한 코드 영역
Initialized Data Segment : 초기화된 전역 변수 영역
Uninitialized Data Segment : 초기화되지 않은 전역 변수 영역
Heap Segment : 동적 할당 변수가 저장될 영역
Stack Segment : 지역 변수가 저장될 영역

세그먼트 테이블

페이지와 마찬가지로 프로세스는 세그먼트 테이블을 유지합니다. 각 세그먼트는 다음과 같은 정보로 구성됩니다.

BASE : 세그먼트의 시작지점
LIMIT : 세그먼트의 크기
Rread/Write Flag : 읽기전용 여부

세그먼트 보호

세그먼트는 페이지와 비슷한 측면이 많습니다. 데이터를 요청할 때에는 {세그먼트 번호, 변위}의 조합을 사용하고, 다음과 같은 올바르지 못한 요청을 받으면 트랩을 발생시킵니다.

읽기 전용 세그먼트에 쓰기.
세그먼트 크기를 넘어서는 변위.
자신의 것이 아닌 세그먼트에 접근.

단점

세그먼테이션은 연속 할당 기법이므로 외부 단편화가 발생하며, 데이터를 얻어올 때에도 2번의 액세스가 필요합니다.

세그먼테이션 테이블에 액세스.
변환된 물리적 주소로 실제 데이터에 액세스.

페이징된 세그먼테이션

페이징과 세그먼테이션을 동시에 사용할 수 있습니다.

장점 :

외부 단편화 제로. (페이징의 성질)
동일한 성질의 데이터가 서로다른 페이지에 저장될 확률이 낮아짐. (세그먼테이션의 성질)

단점 :

너무 길어지는 논리적 주소 ({세그먼트번호, 페이지번호, 변위})
데이터를 얻어오려면 3번은 액세스 해야함. (TLB가 히트해도 2번.)
1. 세그먼테이션 테이블 액세스
2. 페이지 테이블 액세스 (TLB 캐싱으로 생략될 수 있음)
3. 변환된 물리주소로 실제 데이터에 액세스

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