Chapter 10 Virtual Memory

작성자 작성일
tkang 2022.05.27

Chapter 10 Virtual Memory

물리 메모리와 논리 메모리를 완전히 분리하여 프로세스 전체가 메모리 내에 올라오지 않더라도 실행이 가능하도록 하는 기법이다.

  • 가상 메모리를 정의하고 그 이점을 설명한다.
  • 요구 페이징을 사용하여 페이지가 메모리에 적재되는 방법을 설명한다.
  • 페이지 교체 알고리즘에 대해 알아본다.
  • 프로세스의 작업 집합과 프로그램 지역성에 대해 알아본다.


10.1 배경 Background

프로세스 전체가 메모리에 올라와 있다면 항상 메모리에 올라와 있지 않아도 되는

  • 오류 처리 코드,
  • 필요 이상으로 많은 공간을 점유하는 자료구조,
  • 옵션이나 자주 사용되지 않는 기능 등

또한 상주하게 된다.


만일 프로그램을 일부분만 메모리에 올려놓고 실행할 수 있다면,

  • 프로그램은 물리 메모리 크기에 제약받지 않게 된다.
  • 각 프로그램이 작은 메모리를 차지하므로 더 많은 프로그램을 동시에 수행할 수 있게 된다.
  • 프로그램을 메모리에 올리고 swap하는 데 필요한 I/O 회수가 줄기 때문에 프로그램이 보다 빨리 실행된다.

라는 이점을 가질 수 있다.


가상 메모리는 실제의 물리 메모리 개념과 논리 메모리 개념을 분리하여 작은 메모리를 가지고도 큰 가상 주소 공간을 프로그래머에게 제공할 수 있다.


가상 주소 공간은

  • 프로세스가 메모리에 저장되는 논리적인 모습을 말한다.
  • 논리 주소는 0 ~ MAX 까지 연속적인 공간을 차지한다.
  • 물리 메모리는 연속적이지 않을 수 있는데 마찬가지로 mmu가 사상한다.
  • Shared page를 통해 file과 memory의 공유에 이점을 갖는다.

로 이뤄진다.


10.2 요구 페이징, Demand Paging

요구 페이징은 필요할 때에만 페이지를 적재하는 기법이다.

  • 요구 페이징 가상 메모리를 사용하면, 프로그램 실행 중 요청이 있을 때만 페이지가 로드 된다.
  • 액세스 되지 않은 페이지는 물리 메모리에 적재되지 않는다.
  • swap-in swap-out은 페이저가 관리한다.


메모리에 존재하는 페이지와 Secondary storage에 존재하는 페이지를 구별하기 위해 하드웨어 지원이 필요하다. 페이지 테이블에는 프레임 인덱스와 함께 유효-무효 비트가 있다.

유효-무효 비트(valid-invalid bit)

  • 유효, valid 라면 관련 페이지가 메모리에 존재한다.
  • 무효, invalid 라면 페이지가 유효하지 않거나(segmentation fault), 유효하지만 현재 메모리에 존재하지 않고 보조 저장소에 있다는 의미이다.


만약 비트가 무효로 표시되어 있다면, 페이지 폴트 Page fault를 통해 무효로 표시된 페이지에 대한 액세스를 시도한다.

  1. 유효한 메모리 접근인지, 무효한 메모리 접근인지 확인을 위해 프로세스 내부 테이블(일반적으로 PCB와 함께 유지한다.)을 확인한다.
  2. 유효하지 않은 경우 프로세스를 종료. 유효하지만 아직 페이지가 메모리에 올라오지 않았다면 보조 저장 장치로부터 가져와야 한다.
  3. 비어있는 프레임을 검색한다.
  4. 페이지를 새로 할당된 프레임으로 읽어 들이도록 요청한다.
  5. 보조저장장치에서 읽기가 끝나면, 내부 테이블과 페이지 테이블을 수정하여 페이지가 현재 메모리에 있음을 나타낸다.
  6. 트랩에 의해 중단된 명령을 재개한다.


이렇게 필요한 모든 페이지가 적재되고 나면 더 폴트가 발생하지 않는데, 이것을 순수 요구 페이징 pure demand paging이라고 한다.

  • 필요할 때까지 페이지를 메모리에 적재하지 않는다.

일부 프로그램은 각 명령을 실행할 때마다 여러 개의 새 메모리 페이지에 액세스 할 수 있다. (명령에 대한 한 페이지, 데이터에 대한 여러 페이지) 따라서 여러 페이지 폴트가 발생할 수 있는데,

참조 지역성 locality of reference

  • 어느 한 특정작은 부분만 한동안 집중적으로 참조한다.
  • 이러한 성질 떄문에 요구 페이징은 만족할 만한 성능을 보인다.


deman paging을 위한 요구 하드웨어 지원

  • 페이지 테이블 : 보호 비트 (page에 대한 접근 권한, read/write/read-only), 유묘-무효 비트 값 설정
  • 보조저장장치 : 스왑 공간 (swap space), 메인 메모리에 존재하지 않는 페이지 홀드


가용 프레임 리스트 Free-Frame list

  • 페이지 폴트가 발생하고 swap-in 할 때 가용한 프레임의 풀
  • zero-fill-on-demand(0으로 채움) 기법 사용으로 보안성 높임


요구 페이징 성능

  • 실질 접근 시간 = (1 - p) * ma + p * 페이지 폴트 시간
  • 페이지 폴트 처리 시간의 주요 3 작업
    • 인터럽트의 처리
    • 페이지 읽기
    • 프로세스 재시작
  • 실질 접근 시간은 페이지 폴트율에 비례한다. (페이지 폴트율을 낮게 유지하는 것이 중요하다.)


10.3 Copy-on-Write

Shared page에 대해 write 할 때에만 copy를 하는 기법이다. 프로세스 생성 시간을 더 줄일 수 있고 새로 생성된 프로세스에 새롭게 할당되어야 하는 페이지의 수도 최소화 할 수 있다. 부모 및 자식 프로세스가 처음에 동일한 페이지를 공유하도록 허용하여 작동하고 프로세스 중 하나가 공유 페이지에 쓰는 경우 공유 페이지의 복사본을 생성한다.

  • 자식 프로세스가 페이지를 수정
    • 운영 체제는 이 페이지의 복사본을 생성하여 자식 프로세스의 주소 공간에 매핑
    • 자식 프로세스는 부모 프로세스에 속한 페이지가 아닌 복사된 페이지를 수정한다.


10.4 Page Replacement 401

다중 프로그래밍의 정도를 높일 수록 메모리 과할당이 발생할 수 있다.

  • 유저 프로세스가 실행되는 동안 페이지 폴트가 발생
  • 운영체제는 원하는 페이지가 보조 저장소에 있는 위치를 결정하지만, 모든 메모리가 사용 중이므로 빈 프레임이 없음을 확인


이때 프로세스를 종료하거나 페이지 교체를 실행한다.

기본적인 페이지 교체

  1. 보조 저장소에서 원하는 페이지 위치 검색
  2. 빈 프레임 찾기
    1. 빈 프레임이 존재한다면, 사용
    2. 빈 프레임이 존재하지 않는다면, 페이지 교체 알고리즘을 사용하여 희생 프레임 선택
    3. 희생 프레임을 보조 저장소에 기록. 그에 따라 페이지 및 프레임 테이블을 변경
  3. 원하는 페이지를 새롭게 비게 된 프레임으로 읽음. 페이지 및 프레임 테이블 변경
  4. 페이지 폴트가 발생한 유저 프로세스를 계속 진행


위의 경우 빈 프레임이 없다면, 두 번의 전송이 필요하다.(page-out, page-in) 이때 수정 비트(modify bit or dirty bit)를 사용하여 오버헤드를 줄인다.

  • 0 : 변동 없음
  • 1 : 변동 있음

페이지의 수정 비트는 페이지의 바이트가 기록 될 때마다 하드웨어에 의해 설정되어 페이지가 수정되었음을 나타낸다. 이 방식은 페이지가 수정되지 않은 경우 I/O 시간을 1/2로 줄이기 때문에 페이지 폴트를 처리하는데 시간을 크게 줄일 수 있다.


요구 페이징 시스템은 두가지 중요한 문제를 해결해야 한다.

프레임 할당 알고리즘 frame allocation algorithm

  • 메모리에 여러 프로세스가 있는 경우 각 프로세스에 할당할 프레임 수 결정이 필요.

페이지 교체 알고리즘 page replacement algorithm

  • 페이지 교체가 필요한 경우 교체할 프레임을 선택해야 함


참조열 reference string

  • 인공적으로 만든 메모리 레퍼런스를 페이지 번호 단위로 나열

FIFO페이지 교체 FIFO Page Replacement

  • First in First out
  • 이해하기 쉽고, 프로그래밍이 쉽지만 성능 효율이 좋지 않다.
  • 또한 Belady의 모순 Belady's anomaly가 발생할 수 있다.


  • frame의 수가 커지더라도, page fault가 비례해서 줄어들지 않는 것.


최적 페이지 교체 Optimal Page Replacement

  • 앞으로 가장 오랫동안 사용되지 않을 페이지를 찾아서 교체한다.
  • 구현이 어렵고, 현실적이지 않다. cf) SJF


LRU 페이지 교체

  • 가장 오랫동안 사용되지 않은 페이지를 교체한다.
  • 실제 구현은 언제 사용되었는 지에 대한 리소스가 많이 들어 어렵다.


LRU 근사 페이지 교체 LRU Approximate Page Replacement

  • 실제 사용되는 알고리즘이다.
  • reference bit == dirty bit를 이용한다.
    • 0 : 사용하지 않았으므로 페이지를 교체한다.
    • 1 : 참조된 페이지이다.
  • 2차 기회 알고리즘 Second-Chane Algorithm
    • Circular Queue로 이뤄진 FIFO 교체 알고리즘이다.
    • 페이지가 선택될 때마다 참조 비트를 확인한다.
    • 0 이면 교체하고 1이면 다시 한 번 기회를 주고 다음 FIFO 페이지로 넘어간다.
  • 개선된 2차 기회 알고리즘 Enhanced Second-Chance Algorithm
    • 4가지 등급으로 나눌 수 있다.
    • (0, 0) : 최근에 사용되지도, 변경되지도 않은 페이지 -> 교체하기 가장 좋다.
    • (0, 1) : 최근에 사용되지 않았지만 변경은 된 경우 -> 이 페이지는 뺏어 오려면 디스크에 내용을 기록해야하므로 교체에 적당하지 않다.
    • (1, 0) : 최근에 사용되었지만 변경은 되지 않음 -> 다시 사용될 가능성이 높다.
    • (1, 1) : 사용되고 변경 됨 -> 사용될 것이며 디스크에 저장해야 한다.
  • 계수 기반 알고리즘 Counting-Based Page Replacement
    • 각 페이지를 참조할 때마다 계수를 사용한다.
    • LFU (least frequently used) 알고리즘
      • 참조 횟수가 가장 적은 페이지 교체하는 방법
      • 단점으로는, 어떤 프로세스가 초기 단계에서 한 페이지를 집중적으로 사용하지만 그 후로 사용하지 않는 경우 판단이 빗나간다.
    • MFU (most frequently used)
      • 가장 작은 참조 횟수를 가진 페이지가 가장 최근 참조된 것이고 앞으로 사용될 것이다.
  • 페이지-버퍼링 알고리즘 Page-Buffering Algorithm
    • 시스템은 프레임 pool 을 가지고 있는다.
    • 교체될 페이지의 내용을 디스크에 기록하기 전에 가용 프레임에 새로운 페이지를 먼저 읽어 들이는 방법.
    • 이후 교체될 페이지까지 다 쓰여지면 그 프레임은 다시 자유 프레임에 반환
    • 또는 원래 임자 페이지가 누구였는지 프레임에 기억해 놓는다.


10.5 프레임의 할당 Allocation of Frames

여러 개의 프로세스들에 제한된 가용 메모리를 어떻게 할당할 것인가에 대한 문제.

  • 균등 할당 (equal allocation)
    • 모든 프로세스가 같은 개수로 균등하게 프레임을 할당받는다.
  • 비례 할당 (proportional allocation)
    • 프로세스의 크기 비율에 맞추어 할당받는다.
  • 전역 대 지역 할당 (Global versus Local Allocation)
    • 전역 교체 (global replacement) : 교체할 프레임을 외부 프로세스에서도 찾는다.
      • 우선순위가 낮은 프로세스를 희생시켜 우선순위가 높은 프로세스가 더 많은 프레임을 할당할 수 있게 한다.
    • 지역 교체 (local replacement) : 교체할 프레임을 내부 프로세스에서만 찾는다.
      • 할당된 프레임 수는 변하지 않는다.
    • 단점으로는 해당 프로세스의 페이징 동작뿐만 아니라 다른 프로세스의 페이징 동작에도 영향을 받는다는 점이다.
    • 일반적으로 전역 교체가 더 좋은 성능을 나타낸다. -> 많이 사용되는 방법이다.

비균등 메모리 접근 NUMA

여러 개의 CPU를 가진 비균등 메모리 접근 NUMA 시스템에서는 메인 메모리의 일정 영역을 다른 영역보다 빠르게 접근할 수 있다. 다중 CPU 각각에 기본 메모리가 있는 다중 시스템 보드 구조가 이러한 성능 차이를 야기한다. 각자의 로컬 메모리에 접근할 때 빠르게 액세스 할 수 있다. 또한 많은 CPU를 수용할 수 있으므로 높은 수준의 처리량과 병렬 처리를 달성할 수 있다. 이러한 NUMA 시스템에서는 가능한 가장 가까운 메모리 프레임에 할당되도록 하는 것이 목표이다.


10.6 스래싱 Thrashing 419

프로세스에 충분한 프레임이 없다면

  • 페이지를 교체하고 반복해서 빠르게 가져와야 하는 오류가 발생한다.
  • 이러한 과도한 페이징 작업(프로세스 수행보다 page in-out이 더 많은 경우)을 스래싱이라고 한다.

CPU는 이용률이 너무 낮으면 새로운 프로세스를 도입하며 다중 프로그래밍 정도를 높인다.

  • 폴트를 시작하고 다른 프로세스에서 프레임을 가져온다.
  • 다른 프로세스들에서 그 페이지들이 필요해져 다른 프로세스도 폴트를 실행하여 프레임을 가져온다.
  • 이 폴트 프로세스는 페이징 장치를 사용하여 swap in, swap out하며 페이징 장치를 대기할 떄 wait queue가 비워진다.
  • 프로세스가 페이징 장치를 기다리면 CPU 이용률이 감소한다. -> 또 프로세스를 적재… -> 더 많은 스래싱!


스래싱을 제한하기 위해서는

  • 지역교체 알고리즘 또는 우선순위 알고리즘
    • 현재 수행중인 프로세스에게 할당된 프레임 내에서만 교체 대상을 선정하도록 한다.

지역성 모델 locality model

  • 프로세스가 실행될 때에는 항상 어떤 특정한 지역에서만 메모리를 집중적으로 참조하는 것.
  • 위를 토대로 필요로 하는 최소한의 프레임 수를 알 수 있다.

스레싱을 방지하기 위해서는 프로세스가 필요한 만큼의 프레임을 프로세스에 제공하면 된다. 아래는 얼만큼 필요한지 산정하는 방법이다.


작업 집합 모델 Working-set Model

  • 자주 쓰는 페이지를 집합으로 나타낸다.
  • 집합은 작업 집합 창 window 라고 부른다.
  • 이루 window 단위로 swap 이 이뤄진다.


페이지 폴트 빈도 Page-Fault Frequency, PFF

  • 스레싱이란 페이지 폴트율이 높은 것을 의미한다.
  • 페이지 폴트율의 상한과 하한을 정해 놓고 상한을 넘으면 프레임을 더 할당하고,
  • 하한보다 낮아지면 그 프로세스의 프레임 수를 줄인다.


메모리 압축 Memory Compression

압축 전

압축 후

  • 페이징의 대안 (swap에 대한 연산)
  • 여러개의 가용 프레임을 하나의 가용 프레임 리스트로 구성 -> 스왑 공간에 수정된 프레임 리스트로 저장한다.
  • 또는 여러 프레임을 압축하고 압축된 버전을 하나의 페이지 프레임에 저장한다.
  • 압축된 프레임 중 하나가 참조되면 페이지 폴트가 발생하고 압축은 해제된다.
  • 모바일에서는 스와핑을 지원하지 않기 때문에 모바일 운영 체제 메모리 관리의 핵심이다.


커널 메모리의 할당 Allocating Kernel Memory

  • 유저 프로세스가 추가 메모리를 요청하면 커널이 가용 페이지 프레임을 할당한다.
  • 유저 프로세스가 1Byte를 요청한다면, 페이지 프레임 내부 단편화가 예상된다.
  • 하지만 커널 메모리는 별도의 메모리 풀에서 할당받는다.
    • 많은 운영체제에서는 커널 코드나 데이터를 페이징하지 않기 때문에 낭비를 최소화하기 위함이다.
    • 베어메탈 시에는 연속적인 메모리가 필요한 경우가 있다.


버디 시스템

  • 연속된 페이지로 이뤄진 세그먼트에서 할당받는다. (2의 거듭제곱 꼴)
  • 큰 크기의 세그먼트를 절반씩으로 쪼개 나갈 수 있다. (e.g. 256 -> 128 …)
  • 마찬가지로 합병(coalessing)하여 합칠 수도 있다.
  • 가변적이지만, 내부 단편화가 발생할 수 있다. (e.g. 33KB 요청 -> 64KB 할당)


슬랩 할당

  • 메모리 낭비가 발생하지 않는 방법이다.
  • 슬랩(Slab)은 하나 또는 그 이상의 연속된 페이지로 구성된다.
  • 캐시(Cache)는 하나 또는 그 이상의 슬랩으로 구성된다.
  • 커널 자료구조마다 하나의 캐시를 갖고 있고, 캐시는 각 인스턴스의 객체로 채워진다. (e.g. fd, file, cache, semaphore…)
  • 초기의 모든 객체는 free로 표시되고, 할당된 객체는 used로 표시된다.
  • 만약 free 객체가 없는 경우 새로운 슬랩이 연속된 물리 메모리에서 할당되어 캐시에 주어진다.
  • 약간 베어메탈인데 페이징한 느낌…
  • 장점
    • 각 커널 자료구조가 캐시를 가지고 캐시는 객체의 크기로 나눠진 덩어리로 구성되므로 메모리 낭비가 없다.
    • 객체들이 미리 생성 돼있고, 객체를 사용하면 free 상태로 캐시가 반환되어 메모리 할당과 해제가 빠르다.


기타 고려 사항 Other Considerations

  • 페이징 시스템이 효과적으로 실행되기 위해 고려해야할 추가적 사항들이다.


프리 페이징 Prepaging

  • 순수 요구 페이징의 경우 프로세스를 시작하면서 많은 수의 페이지 폴트를 일으키기 때문에 프리 페이징을 통해 방지한다.
  • 프로세스마다 작업 집합에 속한 페이지 리스트를 갖고 있고, 작업 집합을 모두 메모리에 올린다.
  • 다만 어떤 페이지를 가져와야 하는지 명확하지 않기 때문에 실행 프로그램을 프리페이징하는 것은 어려울 수 있다.


페이지 크기 Page Size

  • 이미 존재하는 시스템의 운영체제는 페이지 크기를 빠구는 것이 거의 불가능하지만, 새 시스템을 개발할 때에는 결정해야 한다.
  • 페이지 테이블의 크기에 고려하여 결정된다. (프로세스는 각자의 페이지 테이블을 유지해야 하므로…)
    • 페이지 테이블의 유지 면에서 페이지는 크면 좋고, 메모리 사용 효율 면에서는 작으면 좋다.
  • 페이지를 읽거나 쓰는 것고 고려해야 한다.
    • I/O 시간 -> 탐색, 지연시간, 전송 시간
    • 페이지가 크다면 탐색에서 이점을 갖고, 작다면 지역성이 향상되어 전체 I/O 시간과 정밀도에 이점을 갖는다.


TLB Reach

  • TLB에 사용되는 연관 메모리(associative memory)는 비싸고 전력 소비가 심하다.
  • TLB Reach는 TLB로부터 액세스할 수 있는 메모리 공간의 크기를 뜻한다. (항목 수 * 페이지)
  • TLB 크기 2배 -> TLB Reach 2배


프로그램 구조 Program Structure

  • 요구 페이징의 특성을 이해하면 성능을 올릴 수 있다.
  • 예시
int	i, j;
int[128][128] data;

// 행을 기준으로 워드를 바꿈 -> 페이지가 128워드, 각 행은 한 페이지를 점유
// page fault 128 x 128 = 16384
for (int i = 0; i < 128; i++)
	for (int j = 0; j < 128; j++)
		data[j][i] = 0;

// 모든 워드를 0으로 한 다음 page fault
// page fault = 128
for (int i = 0; i < 128; i++)
	for (int j = 0; j < 128; j++)
		data[i][j] = 0;


I/O 상호 잠금 (I/O Interlock)과 페이지 잠금(locking)

  • I/O가 사용자(가상 메모리) 공간에서 이뤄질 때 메모리에 고정하는 것(pin)이 필요한 때가 있다.
  • I/O로 context switch가 일어나서 사용했던 프레임이 덮어 씌어진 경우..
    • 해결책 1. 시스템 메모리로 복사해서 디스크에 쓰기 작업을 한다 -> 오버헤드
    • 해결책 2. 메모리에서 잠금 비트 lock-bit를 두고 프레임이 잠기면 고려 대상에서 제외한다.

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