운영체제 Chapter 8

Chapter 8. Main Memory
22-1 나영근

목적

 메모리 하드웨어를 구성하는 다양한 방법 배우기
 페이징과 세그먼테이션 기법을 포함한 다양한 메모리 관리 기법 배우기

Background

 메모리는 각각 주소가 할당된 원드, 바이트 들로 구성
 CPU는 PC(Program counter)가 가리키는 다음 명령어를 가져온다
 메모리에서
 그 이후 피연산자가 필요할 경우 메모리에서 또 가져오고
 결과를 저장한다.

Background

 Main Memory, Register들은 CPU가 직접 접근 가능한 저장장치
 모든 명령어와 자료들을 수행하기 위해선 CPU가 가져와야 한다.
 만약 보조기억장치나 다른 곳에 있다면 먼저 메모리로 옮긴 이후에 수행

 레지스터는 일반적으로 CPU 1clock cycle만에 접근 ( ex- load a)
 메모리는 일반적으로 CPU 2clock cycle 이상
 버스도 타야되고 주소에 맞는 위치도 추적해야됨..
 CPU가 준비가 되었는데 메모리에 접근하지 못해 자료가 없는 경우가 있음(지연)
 캐시

Background

 CPU 스케줄링의 결과로
 CPU 사용률 증가
 사용자에 대한 반응속도 증가
 성능 향상을 위해선 메모리에 여러 프로세스를 유지 해야함

 각 프로세스는 분리된 메모리 공간을 갖는다
 Base register 와 limit register는 프로세스 주소 공간을 결정하는 데 사용

Background

 프로그램은 보조 기억장치에 이진 실행 파일로 저장
 메모리 관리에 따라 프로세스는 디스크와 메모리 사이를 움직임
 라운드 로빈을 기억해보세요
p1
p2
p3

 디스크 내의 프로세스는 실행을 위해 Input Queue에서 메모리로 가기 위해 대기

Address Binding

 모든 프로그램에서는 메모리 주소가 필요
 그 주소를 바인딩 하는 타이밍을 말하는거임..

 Compile Time 바인딩
 프로그램이 어디에 얹어질지 컴파일 시점에 안다면 절대 코드 생성 가능
 절대적인 메모리 위치를 입력하는 것
 보통 운영체제의 bootloader들이 많이 그럼..
 Load Time 바인딩
 메모리 위치가 컴파일 시간에 알 수 없다면 재배치 코드를 생성
 실제로 프로그램이 어디에 갈지 모르기 때문에 시작점을 기준으로 주소 바인딩
 이후 메모리 load 시점에 처리해주면 됨
 Excution time 바인딩
 실행중에 메모리가 옮겨질 수 있다면..
 하드웨어적 지원 필요

Address Binding
1 A(200)
LOAD A


Address Binding
0
1 200
2 LOAD 1
 모든 프로그램에서는 메모리 주소가 필요 3


Address Binding
0
1 200
2 LOAD 시작점+1
 모든 프로그램에서는 메모리 주소가 필요 3


Address Binding


 절대적인 메모리 위치를 입력하는 것 14
 보통 운영체제의 bootloader들이 많이 그럼.. 15 200
 Load Time 바인딩 16 LOAD 시작점+1
 메모리 위치가 컴파일 시간에 알 수 없다면 재배치 코드를 생성 17

Logical Address, Physical Address Space

 Memory Management의 필수 요소

 Logical Address
 CPU가 생성하는 주소
 가상 주소
 Physical Address
 Memory에서 쓰이는 실제 주소

 이를 관리하기 위해 MMU가 필요

Memory Management Unit(MMU)

 Logical Address를 Physical Address로 Mapping하는 하드웨어
 보내는 순간 더함

 프로그래머는 논리주소만 취급
 실제 주소를 모른당.

Dynamic Loading

 대규모 코드 필요 시 유용
 OS의 기능이 필요 없다 주 프로그램 메모리 적제
 머 지원해 줄수는 있다
 메모리 공간이 적어짐
 Stub
 루틴이 있다는 걸 알려주는 작은 코드
사용되는 루틴이 있을 때 메
모리에 있는지 확인
 특히 라이브러리 사용시 유용
 Stdio같은 거 있잔아요..
 모든 라이브러리가 코드마다 박혀 있을 필요가 읍다 없을 시 디스크에서 메모리
 코드 효율성 업~ 적재 후 실행

Swapping

 임시적으로 프로세스를 메모리에서 저장장소로 옮기고 실행을
위해 다시 메모리로 적재하는 것
 Dispatcher가 처리
 Swap out
 메모리에서 저장 장소로 옮겨지는 것
 Input Queue로
 Swap in
 저장 장소에서 실행을 위해 메모리로 다시 적재
 Ready Queue로
 Roll out, Rool in
 우선순위 기반의 스케줄링 알고리즘을 위해 다양하게 사용되는
Swapping
 낮은 우선순위 프로세스는 높은 우선순위 프로세스를 위해 Roll out
한다.
 Swapping Time의 대부분은 전송시간
 이는 당연히 스왑되는 메모리 양에 비례

Contiguous Allocation

 Main Memory는 두 부분으로 나뉜다
 OS
 보통 인터럽트 백터와 함께 하위 메모리에 위치

 사용자 프로세스
 상위 메모리

 각 프로세서는 메모리의 하나의 연속적인 부분에 포함
 Base register 방식으로 사용자 프로세스 끼리 서로 보호
 Base register는 가장 작은 물리 주소값 포함
 Limit register는 논리 주소의 크기 포함


 Hole(구멍)
 유효한 메모리 블록
 메모리에는 다양한 구멍이 있다
 운영체제는
 할당된 부분(allocated partition)
 자유 부분(free partitions = hole)
 을 보관 OS OS OS OS

 프로세스 도착 시 큰 구멍에 할당 process 5 process 5 process 5 process 5
process 9 process 9

process 8 process 10

process 2 process 2 process 2 process 2


 자유 구멍 리스트에서 프로세스 할당 방법
 First-fit(첫번째 만족)
 충분히 큰 첫 번째 구멍에 할당
 Best-fit(최적의 만족)
 충분히 큰 구멍 중 가장 작은 구멍에 할당
 크기 순서대로 정렬되어 있지 않다면 전체 리스트를 찾아야함
 가장 작은 남겨진 구멍을 만든다
 Worst-fit(최악의 만족)
 가장 큰 구멍에 할당
 이것두 전체 리스트 찾아야 함
 남겨진 구멍의 크기가 가장 크다
 First-fit과 best-fit이 속도와 저장소 사용률 측면에서 더 좋다
 일반적으로 first-fit이 속도가 가장 빠르다

단편화(Fragmentation)

 External Fragmentation
 전체 메모리 공간은 한 요청을 만족시키기에 충분하지만 연속적이지 않다
 Compaction (압축)
process 11
 압축을 통해 External Fragmentation을 줄인다
 모든 자유 메모리 공간이 함께 모여 큰 블록으로 만들기 위해 하는 짓
 재배치가 동적일 때만 가능하다, 재배치가 실행 시간에 이루어지는 경우에만 가능

OS OS OS OS OS OS

process 5 process 5 process 5 process 5 process 5 process 5
process 9 process 9

process 8 process 10 process 10
process 10

process 2 process 2 process 2 process 2 process 2 process 2

단편화(Fragmentation)

 Internal Fragmentation
 할당된 메모리가 요청한 메모리보다 아주 약간 더 큰 경우에 생김
 정수배의 메모리를 할당하는게 보통인데 이로 인해 남는 공간을 의미

OS OS

process 5 process 5
126byte
128byte process 8
2byte의 internal fragmentation

process 2 process 2

Fragmentation

 External Fragmentation 문제를 해결하는 방법으로는 3가지가 있다
 아까 말했던 압축
 비용이 많이 든다..

 페이징
 세그먼테이션

Paging

 연속적이지 않게 쪼개서 메모리에 적재하는 방식
 페이징으로 인해 발생하는 이점
 프로세스의 Physical Address 공간이 연속적이지 않아도 된다
 프로세스는 메모리가 유효할 때는 언제든지 Physical Address에 할당된다
 Physical Memory 는 프레임(2의 지수)으로 나눠진다
 프레임은 일정 크기의 블록(2의 지수 byte)
 Logical Address는 페이지라고 불리는 같은 크기의 블록으로 나뉜다
 모든 자유 프레임을 기록하고 관리
 크기가 n인 페이지 프로그램을 실행하기 위해 n개의 자유 프레임을 찾는다
 Logical Address를 Physical Address로 변환하는 페이지 테이블 설정
 External Fragmentation은 발생하지 않지만 Internal Fragmentation은 발생
 각각의 블록마다 짜잘하게 생기기 때문.

Paging

 Paging에서의 internal Fragmentation 예시

 프로세스가 72766 byte요구하고 페이지가 2048의 크기일때
 나누면 36개의 프레임 필요
 근데 마지막 프레임은 꼴랑 1086만 씀 때문에 발생

Paging
 페이지 테이블
 Physical Address와 각 페이지의 기본 주소를 포함
 페이지 테이블은 각 프로세스 별로 생성

 CPU에 의해 생성되는 Logical는 아래로 구성
 Page Number(p)
 Physical Memory내의 각 페이지의 기본 주소를 포함
 페이지 테이블의 인덱스로 사용
 Page offset(d)
 메모리 유닛에 보내지는 물리 메모리 주소를 조합하기 위해
기본 주소와 조합된다

 Logical Address 공간의 크기가 2^m이고
페이지 크기가 2^n이면

Paging  페이지 (프레임) 크기: 4 bytes
 물리 메모리: 32 bytes
 8 프레임
 주소를 위한 5 bits
 페이지 테이블 엔트리를 위한 3 bits

 논리 주소 공간: 16 bytes
 4 페이지
 주소를 위한 4 bits

 논리 주소 4 bits
 상위 2 bits: 페이지 번호
 하위 2 bits: 페이지 오프셋

 논리 주소 0 (0000)은
 페이지 0, 오프셋 0 → 5 x 4 + 0 = 20

 논리 주소11 (1011)은
 페이지 2, 오프셋 3 → 1 x 4 + 3 = 7

Paging

 일반적으로 페이지 테이블 엔트리는 4바이트
 32-bit 엔트리는 2^32 개의 물리 페이지 프레임 중 하나를 가리킬 수 있음
 한 프레임의 크기는 일반적으로 4(2^12)KB

 4byte 페이지 테이블 엔트리를 가진 시스템은 물리메모리의 2^44 bytes = 16TV를
지정할 수 있다.

Paging

 새로운 프로세스가 생성되면
 4페이지 주소 공간 필요

 이건 예시~

Page Table 구현

 페이지 테이블은 Main Memory에 저장
 페이지 테이블 기본 레지스터(Page-table base register: PTBR)
 페이지 테이블 길이 레지스터(Page-table length register: PRLR)
 모든 데이터/명령 접근은 두번의 메모리 접근이 필요
 페이지 테이블 접근
 데이터/명령어 접근
 이로 인한 오버헤드를 TLB(translation look-aside buffers)를 통해 해결
 특수한 빠른 검색이 가능한 하드웨어 캐시

TLB(Translation look-aside buffer)

 매우 빠른 연관 메모리
 페이지 테이블을 위해 쓰이는 캐시

 TLB는 몇 개의 페이지 테이블 엔트리를 포함
 CPU에 의해 논리 주소가 생성되면 그 페이지 번호를 TLB에서 확인한다
 페이지 번호가 있을 경우 프레임 번호를 바로 알고 메모리에 접근
 없을 경우 (TLB miss) Main memory의 페이지 테이블로 접근
 프레임 번호가 얻어지면 이를 통해 메모리 접근에 사용
 페이지 번호와 프레임 번호를 TLB에 추가
 TLB가 가득 차면 하나를 선택해 삭제
 최근에 사용되지 않은 것(LRU), 무작위 등

유효 메모리 접근 시간
 적중률(Hit ratio: )
 페이지 번호가 TLB에서 발견될 확률
 Ex) 80% 적중률 : 요청하는 페이지 번호의 80%를 TLB에서 찾을 수 있다

 TLB 검색 시간 = time unit
 메모리 접근 시간 = τ time unit

 유효 접근 시간(Effective Access Time : EAT)
 EAT = (τ + ) + (2τ + )(1 – )

 = 80%, = 20 nanosecond, τ = 100 nanosecond

유효 메모리 접근 시간
 적중률(Hit ratio: )
 페이지 번호가 TLB에서 발견될 확률
 Ex) 80% 적중률 : 요청하는 페이지 번호의 80%를 TLB에서 찾을 수 있다

 TLB 검색 시간 = time unit
 메모리 접근 시간 = τ time unit

 유효 접근 시간(Effective Access Time : EAT)
 EAT = (τ + ) + (2τ + )(1 – )

 = 80%, = 20 nanosecond, τ = 100 nanosecond
 EAT = (100 + 20) x 0.8 + ( 2x100 + 20) x 0.2 = 140 nanosecond

메모리 보호

 보호 비트
 메모리 보호는 각 프레임의 연관된 보호 비트를 통해 구현
 한 비트는 페이지가 read-only인지 read-write인지 정의
 읽기 전용 페이지에 대한 쓰기 시도는 하드웨어 트랩 발생

 유효-무효 비트
 페이지 테이블의 각 항목에 추가
 유효 : 관련된 페이지가 프로세스의 논리 주소 공간에 존재하며 합법적인 페이지
 무효 : 페이지가 프로세스의 논리 주소 공간에 속하지 않는다는 것

메모리 보호

 다음과 같은 시스템을 가정해보자
 14-비트 주소 공간,
 2KB의 페이지(프레임) 길이

 프로세스는 6 x 2KB의 주소 공간을
갖는다
 페이지 테이블 길이: 8 (=23)

 페이지 0부터 5까지의 주소는 페이지
테이블을 통해 정상적으로 매핑된다

 페이지 6과 7에 대한 어떤 시도든지
유효-무효 비트가 무효로 설정되
고, 트랩이 발생한다

세그멘테이션 : Segmentation

 프로그램을 위한 메모리의 사용자 관점
 프로그램은 조각들(segments) 집합이다.
 세그먼트는 다음과 같은 논리 단위이다
 주 프로그램(main program),
 절차(procedure),
 함수(function),
 방법(method),
 객체(object),
 지역 변수(local variables), 전역 변수(global variables),
 공통 블록(common block),
 스택(stack),
 기호 테이블(symbol table), 배열(arrays)
 세그멘테이션은 메모리의 사용자 관점을 지원하는 메모리 관리 방법!


 프로그램은 세그먼트의 집합이다
 주 프로그램(main program)
 서브루틴(subroutine)
 제곱근(sqrt)
 스택(stack)
 기호 테이블(symbol table)

 세그먼트 내의 요소들은 세그먼트의 시작점으로부터의 오프셋
으로 구별
 제곱근(sqrt)의 1번째 문장
 스택 내의 5번째 요소
 주소를 위한 <세그먼트 이름, 오프셋>

1
4
1
2

3 2
4
3

사용자 공간 물리 메모리 공간

 논리 주소 공간은 세그먼트 집합이다
 각 세그먼트는 이름과 길이를 갖는다
 <세그먼트 이름, 오프셋>은 주소를 위해 사용된다
 세그멘테이션은 각 세그먼트를 물리 메모리에 매핑한다

세그먼테이션 Example

 일반적으로, 사용자 프로그램은 컴파일되고, 컴파일러는 자동적으로 입력 프로그
램을 반영하는 세그먼트를 구축한다

 C 컴파일러는 다음을 위해 분리된 세그먼트를 생성할 수 있다:
 코드
 전역 변수들
 힙, 메모리가 할당된 폼
 각 쓰레드에 의해 사용되는 스택
 표준 C 라이브러리

 라이브러리들은 분리된 세그먼트에 할당될 수 있다
 로더는 이 세그먼트들을 취해서 세그먼트 번호를 할당한다

세그먼테이션 구조

 각 세그먼트는 번호가 할당된다: 세그먼트 번호
 논리 주소는 두 개의 튜플로 구성된다:
<세그먼트 번호, 오프셋>

 세그먼트 테이블 – 이차원 물리 주소에 매핑된다; 각 테이블 항목은 다음을 갖는다:
 기본(base) – 세그먼트가 메모리에 위치하는 시작 물리 주소를 포함한다
 한계(limit) – 세그먼트 길이를 나타낸다

 세그먼트 테이블 기본 레지스터(Segment-table base register: STBR)
 메모리에 있는 세그먼트 테이블을 가리킨다
 세그먼트 테이블 길이 레지스터(Segment-table length register: STLR)
 프로그램에서 사용되는 세그먼트 개수를 가리킨다;
 세그먼트 개수 s가 STLR보다 작아야 합법적이다

세그먼테이션 예제

 5 세그먼트
 0부터 4까지 번호가 붙는다

 세그먼트 테이블은 각 세그먼트를 위한
분리된 항목을 갖는다
 기본(Base)
 한계(Limit)

 논리 주소
 세그먼트 2의 53

 물리 주소
 4300 + 53 = 4353


 보호. 세그먼트 테이블의 각 항목은 다음과 연관된다:
 유효 비트 = 0 불법적인 세그먼트
 읽기/쓰기/실행 권한

 보호 비트는 세그먼트와 연관된다; 코드 공유는 세그먼트 수준에서 일어난다

 세그먼트는 길이가 다양하기 때문에, 메모리 할당은 동적 저장소 할당 문제와 같다
 최초 만족(first-fit) / 최적의 만족(best-fit)
 조각 (내부, 외부)


 재배치(Relocation)
 세그먼트는 디스패처에 의해 스왑 아웃되고 스왑 인 될 수 있다
 동적
 세그먼트 테이블에 의해

 공유(Sharing)
 세그먼트는 여러 프로세스에 의해 공유될 수 있다
 공유 세그먼트
 같은 세그먼트 번호

 할당(Allocation)
 최초 만족(first fit) / 최적 만족(best fit)
 외부, 내부 조각


 두 개의 같은 편집 프로세스가 수행 중이다
 0번인 편집기 세그먼트는 공유될 수 있다

 공유 세그먼트는 같은 세그먼트 번호 0을 갖는다

 편집기 세그먼트를 위한 하나의 물리 메모리 공간
 데이터 세그먼트를 위한 다른 물리 메모리 공간

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