메모리 관리

Logical Address vs Physical Address

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Logical address(virtual address)

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프로세스마다 독립적으로 가지는 주소 공간

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각 프로세스마다 0번지부터 시작

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CPU가 보는 주소는 logical address

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Physical address

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메모리에 실제로 올라가는 위치

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address binding

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주소를 결정하고 매칭하는 것

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logical address 에서 physical address 로 변환되는 것

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symbolic address

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변수 이름처럼 개발자가 저장하는 주소

Address Binding

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실행하기 위해 physical address 에 올라가는 시점을 주소 바인딩

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CPU 가 논리적 주소를 바라보는 이유 → 실행파일 내의 코드는 각각이 instruction 인데 instruction 내부의 주소도 논리적 주소이다. 이 인스트럭션이 메모리가 재배치 된다고 해도 인스트럭션 내부의 주소가 결국 logical address 를 바라보기때문에 CPU 는 논리적 주소를 바라볼 수 밖에 없다.

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compile time binding

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컴파일 시에 물리적 메모리 주소 할당

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시작 위치 변경시 re-compile

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컴파일러는 절대 코드(absolute code) 생성

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컴파일 시에 logical address 에 있는 주소가 physical address

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컴파일 시에 이미 물리적 주소가 정해짐

◦

비효율적

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컴퓨터 안에 하나의 프로그램만 실행될 때 컴파일 바인딩

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load time binding

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loader 의 책임하에 물리적 메모리 주소 부여

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컴파일러가 재배치 가능 코드를 생성한 경우 가능

◦

실행 시에 물리적 주소가 정해짐

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execution time binding(runtime)

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수행이 시작된 이후에도 프로세스의 메모리 상 위치를 옮길 수 있음

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CPU 가 주소를 참조할 때마다 binding 을 점검(address mapping table)

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하드웨어 지원 필요(MMU)

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실행 시에 물리적 주소가 정해지는데 주소가 실행 도중에 바뀔 수 있다

Memory Management Unit(MMU)

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주소 변환용 하드웨어

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주소 변환할 때 재할당 레지스터와 리미트 레지스터 두개를 이용해서 변환

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재할당 레지스터에는 해당 프로세스가 할당받은 물리적 주소의 시작위치가 저장됨

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리미트 레지스터에는 프로세스 메모리의 크기 → 리미트를 넘어서는 논리적 주소를 확인하기 위해

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user program 은 logical address 만 다루고 실제 물리적 주소를 볼 수도, 알 필요도 없다.

dynamic loading

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프로그램을 메모리에 동적으로 올리는 것

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메모리 효율성 향상

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가끔 사용되는 많은 양의 코드(오류 처리)일 때 유용

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운영체제에서 라이브러리를 통해 지원

overlays

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메모리에 프로세스 중 실제 필요한 정보만 올리는 것

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프로세스의 크기가 메모리보다 클 때 유용

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dynamic loading 과 다른 점은 기원이 다르다는 것..

swapping

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프로세스를 일시적으로 메모리에서 swap area(backing store) 로 쫓아내는 것

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일반적으로 중기 스케쥴러에 의해 swap out 시킬 프로세스 선정

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priority-based CPU scheduling algorithm

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compile time 또는 load time binding 에서는 원래 메모리 위치로 swap in

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execution time binding 에서는 추후 빈 메모리 영역 아무 곳에나 swap in

dynamic linking

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linking 은 여러 군데에 컴파일된 실행 파일들을 하나로 모으는 것

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라이브러리가 프로그램 실행 파일 코드에 포함되면 static linking

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동일한 라이브러리를 각각의 프로세스가 메모리에 올리기때문에 메모리가 낭비된다(ex. printf)

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라이브러리가 실행시 연결된다

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라이브러리가 이미 메모리에 있으면 그대로 쓰고 없으면 디스크에서 읽어옴

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OS 의 도움 필요

물리 메모리 할당

사용자 프로세스 영역 할당

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연속 할당

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각각의 프로세스가 메모리의 연속적인 공간에 적재되는 것

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fixed partition 할당

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메모리를 우선 분할하고 프로세스 크기에 맞게 할당

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B 가 분할 2보다 커서 분할 3에 들어감

▪

낭비되는 메모리를 외부 조각과 내부 조각으로 나눔

◦

variable partition 할당

▪

차곡차곡 순서대로 올림

▪

가용 메모리 공간인 hole 이 생긴다

▪

first fit → size 가 n 이상인 것 중 최초의 hole 에 할당

▪

best fit → size 가 n 이상인 것 중 가장 작은 hole 에 할당

▪

worst fit → 가장 큰 hole 에 할당

▪

first fit, best fit 이 worst fit 보다 속도와 공간 이용률 측면에서 효과적

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compaction

▪

hole 을 한 곳으로 뭉침

▪

비용이 매우 많이 소모됨

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불연속 할당

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하나의 프로세스가 메모리 여러 영역에 분산되어 올라가는 것

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paging

◦

segmentation

▪

메모리를 의미 있는 단위(code, data, stack 등)로 자르는 것

◦

paged segmentation

paging

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프로그램을 구성하는 논리적 메모리를 일정 크기의 페이지로 잘라서 각각의 페이지별로 물리적 메모리 적당한 위치에 넣는 것

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메모리 접근을 위해 page table 접근 1번, data/instruction 접근 1번 총 2번의 연산이 필요

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프로세스의 가상 메모리를 동일한 사이즈의 page 단위로 나눔

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가상 메모리의 내용이 page 단위로 noncontiguous 하게 저장

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일부는 backing storage, 일부는 physical memory 에 저장

two level page table

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컴퓨터 향상의 목표는 2가지: 속도 향상, 공간 최소화

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two level page table 은 page table 의 공간 최소화가 목적

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약간 index 느낌?

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논리 주소(32bit machine 에 4K page size)의 구성

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20bit 의 page number

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12bit 의 page offset(2^12 이라서)

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P1 은 outer page table 의 index, P2 는 outer page table 의 page 에서의 위치

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1단계 page table 은 logical memory 에 사용되는 크기만큼 page table 을 사용해야 한다. 안쓰는 메모리가 많은데 불필요하게 page table 에 등록해야한다. entry 방식이기때문에 table 자료 구조 특성상 각각의 index가 필요하기때문

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2단계 page table 은 안쓰는 메모리에 대해서 null 로 하고 사용하는 메모리만 주소를 가리킨다.

multi-level paging and performance

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address space 가 더 커지면 다단계 페이지 테이블 필요

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각 단계의 페이지 테이블은 메모리에 존재. 그래서 논리적 주소에서 물리적 주소로 변활할 때 더 많은 메모리 접근이 필요

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캐싱 메모리(TLB)로 접근 시간을 줄일 수 있음

memory protection

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page table 의 각 entry 마다 bit 를 둔다.

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protection bit

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page 에 대한 접근 권한(read, write, read-only)

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보통 code 는 read-only, data와 stack 은 read, write

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valid-invalid bit

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valid 는 해당 주소의 frame 에 그 프로세스를 구성하는 유효한 메모리가 있다.

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invalid 는 해당 주소의 frame 에 유효한 내용이 없다. 이 경우는 1. 프로세스가 그 주소를 사용하지 않거나, 2. 해당 페이지가 메모리에 올라와있지 않고 swap area 에 있는 경우이다.

inverted page table

shared page

segmentation

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작게는 프로그램을 구성하는 함수 하나하나를 segment

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크게는 프로그램 전체를 하나의 segment

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보통은 code, date, stack 부분이 각각 segment

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의미단위로 쪼개기때문에 protection 에서 의미 부여가 자연스럽다.

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프로세스간 sharing 할때도 의미 단위로 하기때문에 페이징보다 더 효과적이다.

paging vs segmentation

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페이징은 페이지 크기가 균일 오프셋 크기가 페이지 크기에 의해 결정

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페이징은 시작 주소, 세그멘테이션은 세그먼트 크기가 다 달라서 어디서 시작하는지 정확해야한다.

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세그먼트는 크기가 균일하지 않기때문에 중간중간에 hole 이 생긴다.

paged segmentation

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segment 를 page 로 나눔

결론

주요 내용은 주소 변환인데, 주소 변환은 모두 하드웨어가 하는 일!

→ 운영체제가 하는 일은 없다!

→ CPU - 프로세스 - 메모리 에서 주소 변환이 필요한데, 이때 프로세스 - 운영체제 로 넘어가는 것은 말이 안된다. 운영 체제 또한 하나의 프로그램이기때문에 CPU 를 가져야 한다.

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page table 자체가 크기를 많이 차지한다.

디스크(파일 시스템)의 실행 파일들이 실행이 되면 메모리에 프로세스 형태로 올라감

그런데 바로 물리적인 메모리에 올라가지 않고 자신만의 메모리 공간인 가상 메모리에 올라가고 당장 필요한 부분만 물리적인 메모리에 올린다. 언젠가 메모리가 다 차면 디스크(스왑 영역)으로 쫓겨난다.

파일 시스템 디스크는 영구히 저장 가능