[CS] 가상메모리

• 리눅스에서 하나의 프로세스에 할당하는 메모리는 4GB정도
• 하지만 통상 시스템 물리 메모리는 8GB~32GB 정도
• 프로세스당 할당된 메모리는 4GB이지만 프로세스가 실제로 동작할 때 참조하는 메모리는 제한적
• CPU가 실제로 프로세스에서 참조하는 공간만 물리 메모리에 할당할 수 있음

아이디어

• 프로세스는 가상메모리의 주소를 사용하고, 데이터를 읽거나 쓸 때 물리 주소로 변환하여 참조할 수 있다.
• 프로세스는 가상 주소를 먼저 참조하고 MMU에 의해 물리주소를 확인하여 물리 메모리에 접근할 수 있다

MMU (Memory Management Unit)

• CPU에서 가상 주소 메모리 접근이 필요할 때, 해당 가상주소를 물리주소로 변환해 주는 하드웨어

페이징

• 물리메모리에 할당된 가상메모리 공간의 효율적인 관리를 위해 페이지 단위의 크기를 동일하게 설정하여 관리함
• 하드웨어에서 지원에 따라 페이징 크기가 다름
  • 인텔 x86 시스템에서는 4KB, 2MB, 1GB 단위로 지원
  • 리눅스에서는 4KB로 페이징
• 해당 페이지 단위로 가상메모리를 구분하고 해당 단위만큼 물리메모리에 할당
• 각각에 프로세스의 PCB에는 가상주소와 물리주소의 매핑정보가 있는 Page Table 구조체를 가리키는 주소가 있음
• CPU에서 가상주소에 접근하면 가상주소가 포함된 페이지를 탐색 → 해당 페이지를 인덱스로 Page Table에서 접근하여 물리 메모리 주소를 받아와 해당 주소로 CPU에서 처리

구조

• Page(Page Frame) : 고정된 크기의 Block (보통 4KB)
• 가상주소 V는 두개의 영역으로 구분됨
  • p : 가상 메모리의 페이지 주소 (기준) → 12~31비트
  • d : 페이지 내에서 참조하는 위치 (오프셋) → 0~11비트
  • p + d : 실제 물리주소

프로세스가 4GB를 사용하는 이유는 32bit 시스템 내에서 4GB이내의 모든 주소를 저장할 수 있기 때문

동작

• 프로세스에서 특정 가상 주소에 엑세스하기 위해서 다음의 단계를 진행
  1. 해당 프로세서의 Page Table에 가상 주소가 포함된 Page번호가 있는지 확인
  2. Page번호가 있다면 해당 Page번호가 매핑된 물리 메모리 주소를 알아냄 (p’)
  3. 해당 물리메모리 주소(p’) + 오프셋(d)를 계산하여 실제 물리 메모리 주소를 확인
• Page Table에 저장된 페이지에 Valid-Invalid Bit를 저장해서 물리메모리에 해당 페이지가 들어가 있는지 바로 확인할 수 있음

페이징 시스템과 MMU

• CPU에서 가상주소 접근하면 MMU를 통해 물리주소를 받아올 수 있음
• 프로세스를 생성하면 CR3 레지스터에 Page Table의 Base주소를 저장
• MMU는 CPU가 요청한 가상 주소에 해당하는 물리주소를 Page Table에 접근하여 가져옴

다중 단계 페이징 시스템

• 프로세스에서 할당된 모든 가상 메모리에 대한 페이지 정보를 Page Table에 저장하는 것은 굉장한 낭비
• 페이지 정보를 단계를 나눠 생성하여 필요한 페이지만 생성하여 자원을 절약
• Page Table을 Directory로 한 단계 더 거쳐 접근하도록 하여 실제 존재하는 Page Table만 관리할 수 있도록 함
• Page Directory는 실제로 존재하는 Page Table만을 연결하여 만듬

MMU와 TLB

• MMU가 동작할 때 데이터의 이동이 잦음
  • CPU에서 가상주소로 요청 → MMU에서 PageTable에 접근하여 물리 주소 획득 → 획득한 물리 메모리 주소로 가서 데이터 획득 → CPU에 획득한 데이터 전달
• 해당 동작의 반복을 줄이기 위해 TLB를 통해 가상주소에 대한 물리주소를 캐싱하여 동작을 줄일 수 있음
  • CPU에서 가상주소를 요청했을 때 먼저 TLB를 확인하여 캐싱된 물리주소가 있다면 바로 처리

페이징 시스템과 공유 메모리

• 프로세스 사이에서 동일한 물리 주소를 가르킬 수 있음
• 대표적으로 모든 프로세스의 커널 영역의 경우 물리메모리에서 동일한 주소를 갖고있음
• 하나의 프로세스를 Fork하여 프로세스를 복사하여 만들 경우 복사된 가상 메모리는 부모 프로세스와 같은 물리메모리를 공유하고 해당 프로세스에서 데이터가 수정될 경우 그 때 새롭게 물리 메모리를 할당함

요구 페이징 (Demand Paging 또는 Demanded Paiging)

• 선행 페이징과 반대되는 개념
• 프로세스의 데이터를 모두 메모리에 올리지 않고 실행 중 필요한 시점에서 메모리에 적재하는 기법
• 중간에 필요가 없어진 페이지 프레임은 다시 저장매체에 저장 (페이지 교체 알고리즘)

페이지 폴트 인터럽트 (Page Fault Interrupt)

• 필요한 페이지가 물리 메모리에 없을 때 일어나는 인터럽트
• Page Fault가 일어나면 해당하는 페이지를 물리 메모리에 올리게 됨
• Page Fault가 자주 일어나게 되면 성능에 영향이 생기기 때문에 최적화를 해줘야 함
  • 자주 사용되거나 반드시 사용될 데이터는 미리 물리 메모리에 올려놓는 알고리즘을 구성
• Page Fault가 발생할 때는 외부 저장장치와 통신이 발생하기 때문에 병목이 발생할 수 있음

페이지 교체 정책 (Page Replacement Policy)

• 새로운 페이지를 물리 메모리에 올려야 하는 상황에 물리 메모리가 부족할 때
  • 기존에 올라와 있던 페이지 중 하나를 물리메모리에서 내리고 외부 저장장치에 저장한 뒤
  • 새로운 페이지를 해당 공간에 올린다
  • 이 때, 기존에 올라와 있던 페이지 중 어떤 페이지를 내려야 할 지 선택하는 것이 페이지 교체 정책

FIFO

• 가장 먼저 올라온 페이지가 가장 먼저 교체됨

OPT

• OPTimal Repacement Algorithm
• 앞으로 가장 오랫동안 사용하지 않을 페이지가 먼저 교체됨
• 그러나 가장 오랫동안 사용하지 않을 페이지를 알아내는 것은 사실상 불가능
• 일반적인 OS에서는 구현 불가능

LRU

• Least Recently Used
• 가장 오래 전에 사용된 페이지를 교체
• 가장 많이 사용되는 알고리즘

LFU

• Least Frequently Used
• 가장 적게 사용된 페이지를 교체

NUR

• Not Used Recently
• NRU와 같지만 각 페이지 마다 참조 비트와 수정 비트를 넣어 사용빈도가 낮은 페이지부터 교체되도록 우선순위를 추가한다
  • (참조, 수정)으로 했을 때 (0, 0), (0, 1), (1, 0), (1, 1) 순으로 페이지를 교체

스레싱

• 페이지 폴트가 너무 많이 발생하여 과도한 페이지 교체 작업으로 인해 CPU 동작이 중단되는 상황

세그멘테이션

• 가상 메모리를 서로 크기가 다른 논리적 단위인 세그먼트로 분할해서 관리하는 방법
• 페이징 기법과 다르게 각 블록의 크기가 다를 수 있음
• 각 세그먼트별로 역할이나 의미를 갖는 경우가 많음
• 페이징 방식과 물리주소 계산방식은 유사하다
  • 가상주소로 요청을 들어오면 세그먼트 테이블에서 물리메모리의 기준주소와 오프셋을 더해 실제 주소를 받아올 수 있음