paging
컴퓨터 구조와 운영체제
운영체제 - 가상 메모리
페이징을 통한 가상 메모리 관리
프로세스를 메모리에 연속적으로 할당하는 방식은 외부 단편화 문제와 물리 메모리보다 큰 프로세스를 실행할 수 없다는 문제가 있다.
가상 메모리는 실행하고자 하는 프로그램을 일부만 메모리에 적재하여 실제 물리 메모리 크기보다 더 큰 프로세스를 실행할 수 있게 하는 기술이다.
이를 가능하게 하는 가상 메모리 관리 기법에는 크게 페이징과 세그먼테이션이 있다.
페이징이란
연속 메모리 할당 방식에서 외부 단편화가 생긴 근본적인 이유는 각기 다른 크기의 프로세스가 메모리에 연속적으로 할당되었기 때문이다.
만약 메모리와 프로세스를 일정한 단위로 자르고, 이를 메모리에 불연속적으로 할당할 수 있다면 외부 단편화는 발생하지 않는다.
이를 페이징이라고 한다.
페이징은 프로세스의 논리 주소 공간을 페이지라는 일정한 단위로 자르고, 메모리의 물리 주소 공간을 프레임이라는 페이지와 동일한 크기의 일정한 단위로 자른 뒤 페이지를 프레임에 할당하는 가상 메모리 관리 기법이다.
페이징을 사용하는 시스템에서는 프로세스 전체가 아닌 페이지 단위로 스왑 아웃, 스왑 인 된다.
즉, 메모리에 적재될 필요가 없는 페이지들은 보조기억장치로 스왑 아웃(페이지 아웃)되고, 실행에 필요한 페이지들은 메모리로 스왑 인(페이지 인)되는 것이다.
이는 다르게 말하면 한 프로세스를 실행하기 위해 프로세스 전체가 메모리에 적재될 필요가 없다는 말과 같다.
프로세스를 이루는 페이지 중 실행에 필요한 일부 페이지만을 메모리에 적재하고, 당장 실행에 필요하지 않은 페이지들은 보조기억장치에 남겨둘 수 있다.
이와 같은 방식을 통해 물리 메모리보다 더 큰 프로세스를 실행할 수 있다.
페이지 테이블
프로세스가 메모리에 불연속적으로 배치되어 있다면 CPU 입장에서 이를 순차적으로 실행할 수가 없다. 프로세스를 이루는 페이지가 어느 프레임에 적재되어 있는지 CPU가 모두 알고 있기란 어렵다.
즉, 프로세스가 메모리에 불연속적으로 배치되면 CPU 입장에서 다음에 실행할 명령어 위치를 찾기가 어려워진다.
이를 해결하기 위해 페이징 시스템은 프로세스가 물리 주소(실제 메모리 내의 주소)에 불연속적으로 배치되더라도 논리 주소(CPU가 바라보는 주소)에는 연속적으로 배치되도록 페이지 테이블을 이용한다.
페이지 테이블은 페이지 번호와 프레임 번호를 짝지어 주는 일종의 이정표이다. CPU가 페이지 번호만 보고 해당 페이지가 적재된 프레임을 찾을 수 있게 한다.
프로세스마다 각자의 페이지 테이블이 있다.
위와 같은 방식으로 물리 주소상에서는 프로세스들이 분산 저장되더라도 CPU 입장에서 바라본 논리 주소는 연속적으로 보인다.
즉 CPU는 논리 주소를 그저 순차적으로 실행하면 된다.
내부 단편화
페이징은 외부 단편화 문제를 해결할 수 있지만, 내부 단편화 문제를 야기할 수 있다.
모든 프로세스가 페이지 크기에 딱 맞게 잘리지 않을 수 있다. 즉 모든 프로세스 크기가 페이지의 배수가 아닐 수 있다.
만약 페이지 크기가 10KB인데, 프로세스 크기가 108KB이면, 마지막 페이지는 2KB만큼의 크기가 남는다.
이러한 메모리 낭비를 내부 단편화라고 한다.
내부 단편화는 하나의 페이지 크기보다 작은 크기로 발생한다. 그래서 하나의 페이지 크기가 작다면 발생하는 내부 단편화의 크기는 작아질 것으로 기대할 수 있다.
하지만 하나의 페이지 크기를 너무 작게 설정하면 그만큼 페이지 테이블의 크기도 커지기 때문에 페이지 테이블이 차지하는 공간이 낭비된다.
그렇기에 내부 단편화를 적당히 방지하면서 너무 크지 않은 페이지 테이블이 만들어지도록 페이지의 크기를 조정하는 것이 중요하다.
PTBR
프로세스마다 각자의 페이지 테이블을 가지고 있고, 각 프로세스의 페이지 테이블들은 메모리에 적재되어 있다.
그리고 CPU 내의 프로세스 테이블 베이스 레지스터(PTBR) 는 각 프로세스의 페이지 테이블이 적재된 주소를 가리키고 있다.
여기서 페이지 테이블을 메모리에 두면 메모리 접근 시간이 두 배로 늘어난다는 문제가 있다.
메모리에 있는 페이지 테이블을 보기 위해 한 번, 그렇게 알게된 프레임에 접근하기 위해 한 번 메모리 접근이 필요하다.
이와 같은 문제를 해결하기 위해 CPU 곁에 TLB라는 페이지 테이블이 캐시 메모리를 둔다.
TLB는 페이지 테이블의 캐시이기 때문에 참조 지역성에 근거해 주로 최근에 사용된 페이지 위주로 가져와 페이지 테이블의 일부 내용을 저장한다.
CPU가 접근하려는 논리 주소가 TLB에 있다면 TLB 히트가 발생하고, 메모리에 접근할 필요 없다.
CPU가 접근하려는 논리 주소가 TLB에 없다면 TLB 미스가 발생하고, 페이지가 적재된 프레임을 알기 위해 메모리 접근이 필요하다.
페이징에서의 주소 변환
하나의 페이지 또는 프레임은 여러 주소를 포괄하고 있기 때문에 특정 주소에 접근하려면 두 가지 정보가 필요하다.
어떤 페이지 또는 프레임에 접근하고 싶은지
접근하려는 주소가 그 페이지 또는 프레임으로부터 얼마나 떨어져 있는지
페이징 시스템에서는 모든 논리 주소가 기본적으로 페이지 번호와 변위로 이루어져 있다.
페이지 번호는 말그대로 접근하고자 하는 페이지 번호이다. 변위는 접근하려는 주소가 프레임의 시작 번지로부터 얼만큼 떨어져 있는지를 알기 위한 정보이다.
즉, 논리 주소
(페이지 번호, 변위)는 페이지 테이블을 통해 물리 주소(프레임 번호, 변위)로 변환된다.
만약 다음과 같은 상황에서 CPU가 5번 페이지, 변위 2라는 논리 주소(
(5, 2))에 접근한다면 CPU가 접근하게 될 물리 주소는 10번지가 된다.
페이지 테이블 엔트리
페이지 테이블의 각 행들을 페이지 테이블 엔트리라고 한다.
페이지 테이블 엔트리에는 페이지 번호, 프레임 번호 외에 유효 비트, 보호 비트, 참조 비트, 수정 비트 등의 중요한 정보들이 담긴다.
유효 비트
현재 해당 페이지에 접근 가능한지 여부를 알려준다.
유효 비트는 현재 페이지가 메모리에 적재되어 있는지 아니면 보조기억장치에 있는지를 알려주는 비트다.
만약 CPU가 유효 비트가 0인 메모리에 적재되어 있지 않은 페이지로 접근하려고 하면 페이지 폴트라는 예외(인터럽트)가 발생한다.
CPU가 페이지 폴트를 처리하는 과정은 하드웨어 인터럽트를 처리하는 과정과 유사하다.
CPU는 기존의 작업 내역을 백업한다.
페이지 폴트 처리 루틴을 실행한다.
페이지 처리 루틴은 원하는 페이지를 메모리로 가져온 뒤 유효 비트를 1로 변경한다.
페이지 폴트를 처리했다면 이제 CPU는 해당 페이지에 접근할 수 있게 된다.
보호 비트
페이지 보호 기능을 위해 존재하는 비트이다.
보호 비트를 통해 해당 페이지가 읽고 쓰기가 모두 가능한 페이지인지, 읽기만 가능한 페이지인지를 나타낼 수 있다.
예를 들어 코드 영역은 읽기 전용이다.
다음과 같이 세 개의 비트로 더 복잡하게 구현할 수도 있다.
참조 비트
CPU가 이 페이지에 접근한 적이 있는지 여부를 나타낸다.
수정 비트
CPU가 해당 페이지에 데이터를 쓴 적이 있는지 수정 여부를 알려준다.(더티 비트라고도 부른다.)
수정 비트는 페이지가 메모리에서 사라질 때 보조기억장치에 쓰기 작업을 해야 하는지, 할 필요가 없는지를 판단하기 위해 존재한다.
CPU는 메모리를 읽기도 하지만 메모리에 값을 쓰기도 한다.
한 번도 수정된 적이 없는 페이지가 스왑 아웃될 경우 추가 작업 없이 새로 적재된 페이지로 덮어쓰기만 하면 된다. 어차피 똑같은 페이지가 보조기억장치에 저장되어 있다.
하지만 CPU가 쓰기 작업을 수행한 페이지(수정 비트가 1인 페이지)가 스왑 아웃될 경우 변경된 값을 보조기억장치에 기록하는 작업이 추가되어야 한다.
페이징의 이점
쓰기 시 복사
페이징은 외부 단편화 문제를 해결한다는 점 외에도 프로세스 간에 페이지를 공유할 수 있다는 이점이 있다.
프로세스 간 페이지를 공유하는 사례로는 대표적으로 쓰기 시 복사가 있다.
운영체제에서 fork 시스템 호출을 하면 부모 프로세스의 복사본이 자식 프로세스로서 만들어진다.
프로세스 간에는 기본적으로 자원을 공유하지 않기 때문에 새롭게 생성된 자식 프로세스의 코드 및 데이터 영역은 부모 프로세스가 적재된 메모리 공간과는 전혀 다른 메모리 공간에 생성된다.
즉 부모 프로세스의 메모리 영역이 다른 영역에 자식 프로세스로서 복제되고, 각 프로세스의 페이지 테이블은 자신의 고유한 페이지가 할당된 프레임을 가리킨다.
이 복사 작업은 프로세스 생성 시간을 늦출 뿐만 아니라 불필요한 메모리 낭비를 야기한다.
반면 쓰기 시 복사에서는 부모 프로세스와 동일한 자식 프로세스가 생성되면 자식 프로세스는 부모 프로세스와 동일한 프레임을 가리킨다.
굳이 부모 프로세스의 메모리 공간을 복사하지 않고도 동일한 코드 및 데이터 영역을 가리킬 수 있다.
만약 부모 프로세스와 자식 프로세스가 메모리에 읽기 작업만 이어 나간다면 이 상태가 지속된다.
하지만 프로세스 간에는 자원을 공유하지 않기 때문에 부모 프로세스와 자식 프로세스 둘 중 하나가 페이지에 쓰기 작업을 하는 순간 해당 페이지가 별도의 공간으로 복제된다.
이렇게 쓰기 시 복사를 통해 각 프로세스는 자신의 고유한 페이지가 할당된 프레임을 가리킨다.
프로세스 생성 시간과 메모리 공간 절약이 가능하다.
계층적 페이징
페이지 테이블의 크기는 작지 않다. 프로세스의 크기가 커지면 페이지 테이블의 크기도 커지기 때문에 프로세스를 이루는 모든 페이지 테이블 엔트리를 메모리에 두는 것은 큰 메모리 낭비이다.
프로세스를 이루는 모든 페이지 테이블 엔트리를 항상 메모리에 유지하지 않을 수 있는 방법이 등장했는데, 이를 계층적 페이징이라고 한다.
계층적 페이징은 페이지 테이블을 페이징하여 여러 단계의 페이지를 두는 방식이다.
한 프로세스의 페이지 테이블이 다음과 같을때, 일반적으로는 이 페이지 테이블 전체가 메모리에 있어야 한다.
이 페이지 테이블을 여러 개의 페이지로 쪼개고, 이 페이지들을 가리키는 페이지 테이블(Outer 페이지 테이블)을 두는 방식이 계층적 페이징이다.
페이지 테이블을 이렇게 계층적으로 구성하면 모든 페이지 테이블을 항상 메모리에 유지할 필요가 없다.
페이지 테이블들 중 몇 개는 보조기억장치에 있고, 해당 페이지 테이블을 참조해야 할 때가 있으면 그때 메모리에 적재하면 된다.
CPU와 가장 가까이 위치한 페이지 테이블(Outer 페이지 테이블)은 항상 메모리에 유지해야 한다.
계층적 페이징을 사용하는 경우 CPU가 발생하는 논리 주소도 달라진다.
기존에는 페이지 번호와 변위로 이루어지지만, 계층적 페이징을 이용하는 환경에서는 다음과 같다.
바깥 페이지 번호는 CPU가 근접한 곳에 위치한(바깥에 위치한) 페이지 테이블을 가리키고,
안쪽 페이지 번호는 첫 번째 페이지 테이블 바깥에 위치한 두 번째 페이지 테이블, 즉 페이지 테이블의 페이지 번호를 가리킨다.
주소 변환은 다음과 같이 이루어진다.
바깥 페이지 번호를 통해 페이지 테이블의 페이지를 찾기
페이지 테이블의 페이지를 통해 프레임 번호를 찾고 변위를 더해 물리 주소 얻기
페이지 테이블의 계층이 늘어날수록 페이지 폴트가 발생했을 경우 메모리 참조 횟수가 많아지므로 계층이 많다고 해서 반드시 좋다고 볼 수는 없다.
Last updated