8. 메모리 관리

깜이오빠 2024. 1. 12. 13:28

0. 메모리 주소

물리 주소 (Physical Address)

데이터와 명령어가 실제로 저장되는 하드웨어 상의 주소
낮은 주소 영역에는 운영체제가, 높은 주소 영역에는 사용자 프로세스가 적재됨

논리 주소 (Logical Address)

프로세스마다 독립적으로 가지는 주소 공간 (= 가상 메모리)의 주소
프로세스마다 0번지부터 시작
CPU는 물리 주소가 아닌 논리 주소에 근거해 명령어를 해석 및 실행

1. 주소 바인딩 (Address Binding)

논리 주소를 물리 주소로 변환하는 과정

CPU가 메모리와 상호작용하려면 논리 주소는 물리 주소로 변환되어야 하며 이것을 주소 바인딩이라고 함

Compile Time Binding

컴파일 시점에 물리 주소가 결정되는 방식
프로그램이 적재된 물리 주소를 변경하고 싶다면 재컴파일이 필요함

Load Time Binding

실행 시점에 물리 주소가 결정되는 방식
프로그램이 종료될 때까지 로더의 책임하에 물리 주소가 고정됨
→ 로더 (Loader) : 사용자 프로그램을 메모리에 적재시키는 프로그램

Execution Time Binding (= Run Time Binding)

현대 대부분의 운영체제가 채택
프로그램 실행 중 물리 주소가 변경될 수 있는 방식
그러므로 CPU가 논리 주소를 참조할 때마다 주소 바인딩이 필요
이는 하드웨어적 지원이 필요하므로 MMU가 등장

2. MMU (Memory Management Unit)

주소 바인딩을 수행하는 하드웨어 장치

베이스 레지스터 (Base Register)
→ 프로세스의 시작 물리 주소를 저장
→ 문맥 교환으로 CPU가 실행 중인 프로세스가 바뀔 때마다 베이스 레지스터의 값을 그 프로세스에 해당하는 값으로 재설정
한계 레지스터 (Limit Register)
→ 논리 주소의 최댓값 즉, 프로세스의 최대 크기를 저장
→ 논리 주소 범위를 벗어나는 명령어 실행으로부터 보호
→ CPU가 한계 레지스터보다 높은 논리 주소에 접근하려고 하면 Trap을 발생시켜 해당 프로세스를 강제 종료시킴

MMU는 CPU가 발생시킨 논리 주소에 베이스 레지스터값을 더하여 논리 주소를 물리 주소로 변환

MMU 기법에서 사용자 프로그램이나 CPU는 논리 주소만을 다룰 뿐, 물리 주소는 알지 못하며 알아야 할 필요도 없음

3. 여러 가지 용어

Dynamic Loading

프로세스 전체를 메모리에 미리 다 적재하는 것이 아닌, 해당 루틴이 호출될 때 메모리에 적재하는 것
→ 메모리 이용 효율성 향상
운영체제의 특별한 지원 없이 프로그램 자체에서 구현 가능
→ 운영체제가 라이브러리를 통해 지원

Overlays

Dynamic Loading과 개념적으로 동일하나, 과거 메모리 용량 부족으로 인해 프로그래머가 직접 구현하던 것을 의미

Swapping

사용되지 않는 프로세스를 임시로 보조기억장치의 스왑 영역으로 쫓아내고, 그렇게 해서 생긴 메모리상의 빈 공간에 또 다른 프로세스를 적재하여 실행하는 방식
일반적으로 Swapper (중기 스케줄러)에 의해 수행됨
→ Swap-In : 메모리 ← 스왑 영역
→ Swap-Out : 메모리 → 스왑 영역
Swap Time은 대부분 Transfer Time이 차지

Linking

컴파일러가 만들어낸 하나 이상의 목적 파일을 단일 실행 파일로 병합하는 과정
Static Linking
→ 라이브러리가 프로그램의 실행 파일 코드에 포함됨
→ 실행 파일의 크기가 커짐
→ 동일한 라이브러리를 각각의 프로세스가 메모리에 적재하므로 메모리가 낭비됨
Dynamic Linking
→ 라이브러리가 프로그램 실행 시 연결됨
→ 라이브러리 호출 부분에 해당 라이브러리의 위치를 찾기 위한 Stub이라는 작은 코드 조각이 위치함
→ 라이브러리가 이미 메모리에 적재되어있다면 해당 라이브러리의 라이브러리 루틴 사용
→ 라이브러리가 메모리에 없다면 보조기억장치에서 라이브러리를 읽어와 메모리에 적재 후 라이브러리 루틴 사용
→ 운영체제의 도움이 필요

4. 메모리 할당

프로세스는 메모리 내의 빈 공간 (Hole)에 적재되어야 한다. 빈 공간이 여러 개 있다면 프로세스를 어디에 적재할 것인가?

최초 적합 (First Fit)

운영체제가 메모리 내의 빈 공간을 순서대로 검색하다가 적재할 수 있는 공간을 발견 시 해당 공간에 적재

최적 적합 (Best Fit)

운영체제가 메모리 내의 빈 공간을 모두 검색한 후, 프로세스가 적재될 수 있는 공간 중 가장 작은 공간에 적재

최악 적합 (Worst Fit)

운영체제가 메모리 내의 빈 공간을 모두 검색한 후, 프로세스가 적재될 수 있는 공간 중 가장 큰 공간에 적재

5. 연속 메모리 할당 & 불연속 메모리 할당

연속 메모리 할당

각각의 프로세스를 메모리의 연속적인 공간에 적재하는 방식

연속 메모리 할당 - 고정분할 방식

메모리를 특정 개수의 영구적 분할로 미리 나누어 놓음 (융통성 X)
→ 분할의 크기는 모두 동일할 수도, 서로 다를 수도 있음
하나의 분할 당 하나의 프로그램을 적재
외부 단편화 O / 내부 단편화 O
→ 외부 단편화 : 분할 외부에 hole이 발생하는 상황
→ 내부 단편화 : 분할 내부에 hole이 발생하는 상황

연속 메모리 할당 - 가변분할 방식

메모리를 프로그램의 크기를 고려해서 할당하는 방식
분할의 크기 및 개수가 동적으로 변함
외부 단편화 O / 내부 단편화 X
→ 압축 : 메모리 내의 프로세스를 재배치시켜 흩어져있는 빈 공간을 하나로 모아 외부 단편화를 해결 (오버헤드가 크며 오버헤드 최소화에 대한 명확한 방법을 결정하기 어려움)

불연속 메모리 할당

하나의 프로세스를 메모리의 불연속적인 공간에 적재하는 방식
현대 대부분의 운영체제가 채택
예) Paging, Segmentation, Paged Segmentation

6. 페이징

메모리의 물리 주소 공간을 프레임이라는 일정한 단위로 자르고, 프로세스의 논리 주소 공간을 페이지라는 프레임과 동일한 크기의 일정한 단위로 자른 뒤 페이지를 프레임에 할당하는 방식

단편화

외부 단편화 X (페이지의 크기가 동일하기 때문)
내부 단편화 O (프로세스의 크기가 페이지의 배수라는 보장이 없기 때문)

페이지 테이블

프로세스가 메모리에 불연속적으로 배치되어 있다면 CPU 입장에서 이를 순차적으로 실행할 수 없음
이를 해결하기 위해 각 페이지 번호에 해당하는 프레임 번호를 매핑시켜주는 페이지 테이블이 존재
→ 페이지 번호가 곧 페이지 테이블의 인덱스
페이지 테이블은 메모리 내부에 존재하며 프로세스마다 각자의 페이지 테이블을 가짐
페이지 테이블 베이스 레지스터 (Page Table Base Register, PTBR)
→ 각 프로세스의 페이지 테이블의 시작 주소를 저장
→ CPU 내부에 존재
페이지 테이블 길이 레지스터 (Page Table Length Register, PTLR)
→ 각 프로세스의 페이지 테이블의 크기를 저장
→ CPU 내부에 존재

MMU의 페이지 테이블을 통한 주소 바인딩 과정

페이징 시스템에서는 모든 논리 주소가 기본적으로 <페이지 번호, 변위>의 형식으로 이루어짐
→ 변위 (Offset) : 접근하려는 주소가 시작 주소로부터 얼마나 떨어져 있는지를 알기 위한 정보
→ 논리 주소에서의 변위와 물리 주소에서의 변위는 일치
논리 주소 <페이지 번호, 변위>를 페이지 테이블을 통해 물리 주소 <프레임 번호, 변위>로 변환
→ 페이지 번호 p가 PTLR 값보다 크다면 Trap 발생

페이지 테이블의 단점

두 번의 메모리 접근이 필요함
→ 1. 메모리 내부의 페이지 테이블에 접근
→ 2. 페이지 테이블을 통해 페이지 번호에 해당하는 프레임에 접근
이를 해결하기 위해 TLB가 등장

TLB (Translation Lookaside Buffer)

페이지 테이블의 캐시 메모리
→ 고속의 하드웨어
→ 참조 지역성의 원리에 근거하여 엔트리를 캐싱
→ 문맥 교환 발생 시 새 프로세스의 페이지 테이블을 캐싱하기 위해 flush
페이지 테이블과 TLB에 저장되어있는 정보의 구조는 다름
→ 페이지 테이블과 달리 프로세스의 모든 페이지에 대한 주소 변환 정보를 가지고 있지 않음
→ 그러므로 페이지 번호와 이에 대응하는 프레임 번호가 쌍으로 저장되어야 함
또한 특정 페이지에 대한 주소 변환 정보를 확인하기 위해 모든 엔트리를 다 찾아봐야 하는 오버헤드가 발생
→ 이를 해결하기 위해 병렬 탐색이 가능한 연관 레지스터를 사용

MMU의 TLB를 통한 주소 바인딩 과정

TLB Hit
→ 논리 주소의 페이지 번호가 TLB에 있을 경우 해당 페이지 번호에 해당하는 프레임 번호를 통해 물리 주소로 변환
TLB Miss
→ 논리 주소의 페이지 번호가 TLB에 없을 경우 페이지 테이블을 통해 물리 주소로 변환

7. 계층적 페이징

페이지 테이블을 페이징하여 여러 단계의 페이지를 두는 방식

Inner 페이지 테이블
→ 여러 개의 페이지로 페이징 된 페이지 테이블
Outer 페이지 테이블
→ Inner 페이지 테이블을 가리키는 페이지 테이블
더 이상 모든 페이지 테이블 엔트리를 메모리에 유지할 필요가 없음
→ Inner 페이지 테이블의 경우 필요 없는 페이지 테이블은 보조기억장치에 저장 후 필요시 메모리에 적재하면 됨
→ Outer 페이지 테이블의 경우 항상 메모리에 있어야 함

등장 배경

현대의 컴퓨터는 주소 공간이 매우 큰 프로그램을 지원
프로세스의 크기가 커질수록 페이지 테이블의 크기도 커짐
대부분의 프로세스는 자신의 메모리 영역 중 지극히 일부만 사용
그러므로 프로세스를 이루는 모든 페이지 테이블 엔트리를 메모리에 두는 것은 메모리 낭비
계층적 페이징 등장

2단계 페이징

2단계 페이징 시스템에서는 논리 주소가 <외부 페이지 번호, 내부 페이지 번호, 변위>의 형식으로 이루어짐
→ 외부 페이지 번호 : Outer 페이지 테이블에서의 변위
→ 내부 페이지 번호 : Inner 페이지 테이블에서의 변위
주소 바인딩 과정
→ 1. 외부 페이지 번호를 통해 페이지 테이블의 페이지 (Inner 페이지 테이블)를 찾음
→ 2. 내부 페이지 번호를 통해 프레임 번호를 찾고 변위를 더함으로써 물리 주소 획득
메모리 낭비를 어떻게 줄이는가?
→ 사용하지 않는 주소 공간에 대해서는 외부 페이지 테이블의 엔트리를 NULL로 설정

다단계 페이징

주소 공간이 더 커지면 다단계 페이징이 필요한 상황이 발생
페이지 테이블의 계층이 늘어날수록 메모리 참조 횟수가 증가
→ TLB를 통해 메모리 접근 시간을 줄일 수 있음

8. 페이징 - 그 외

페이지 테이블의 엔트리에는 페이지 번호, 프레임 번호 이외에도 다른 중요한 정보들이 있음

유효 비트 (Valid Bit)

현재 해당 페이지에 접근 가능한지에 대한 여부를 저장
→ 유효 비트 0 : 페이지가 메모리에 적재되어 있지 않은 상황 (+ 프로세스가 해당 페이지를 사용하지 않는 상황)
→ 유효 비트 1 : 페이지가 메모리에 적재된 상황

보호 비트 (Protection Bit)

한 프로세스의 주소 공간은 다른 프로세스에 의해 접근될 수 없으므로 '누구'에 해당하는 접근 권한을 설정할 필요는 없으며, 각 페이지에 대해 '어떠한' 접근을 허용하는지의 정보를 저장
→ 보호 비트 0 : Read Only
→ 보호 비트 1 : Read & Write
Read Only 페이지에 Write 시도 시 운영체제가 이를 보호
→ 예) 프로세스 메모리 영역 중 Code 영역은 Read Only 영역

그 외에도 참조 비트 (Reference Bit, Dirty Bit), 수정 비트 (Modified Bit) 등이 존재

참조 비트 : CPU가 이 페이지에 접근한 적이 있는지에 대한 여부를 저장
수정 비트 : 해당 페이지에 데이터를 Write한 적이 있는지에 대한 여부를 저장
→ 페이지가 메모리에서 사라질 때 보조기억장치에 Write를 해야 하는지, 할 필요가 없는지를 판단하기 위해 존재

역 페이지 테이블 (Inverted Page Table)

페이지 테이블의 역할을 역전시킴
→ 각 프레임 번호에 해당하는 페이지 번호를 매핑시켜주는 페이지 테이블
→ 역 페이지 테이블은 메모리 내부에 하나만 존재
장점 : 프로세스 증가가 페이지 테이블의 증가로 이어지지 않아 메모리 활용 효율성 증가
단점 : 최악의 경우 페이지 테이블 전체 탐색이 필요하므로 성능 저하 발생 가능

공유 페이지 (Shared Page)

여러 프로세스에 의해 공유되는 공유 코드를 담고 있는 페이지
→ 공유 코드는 재진입 가능 코드, 순수 코드라고도 불림
→ Read Only
→ 메모리에 하나만 적재되어 효율적
공유 페이지는 자신을 공유하는 모든 프로세스의 논리 주소 공간에서 동일한 페이지 번호를 가져야 함

9. 세그멘테이션 (Segmentation)

프로세스의 논리 주소 공간을 의미 단위인 여러 개의 세그먼트로 구성하는 방식

세그먼트는 페이지와 달리 정해진 크기가 아님
일반적으로 Code, Data, Stack 영역을 각각 하나의 세그먼트로 정의
크게는 프로세스 전체를 하나의 세그먼트로 정의
작게는 프로세스를 구성하는 함수를 하나의 세그먼트로 정의

단편화

외부 단편화 O (세그먼트의 크기가 동일하지 않기 때문)
내부 단편화 X (세그먼트의 크기가 동일하지 않기 때문)

세그먼트 테이블

페이징 기법에서는 모든 페이지의 크기가 동일하므로, 페이지 테이블의 엔트리에 프레임 번호만 유지
세그멘테이션 기법에서는 세그먼트의 크기가 동일하지 않으므로, 세그먼트 테이블의 엔트리에 base와 limit (세그먼트 크기)를 유지
세그먼트 테이블 베이스 레지스터 (Segment Table Base Resister, STBR)
→ 각 프로세스의 세그먼트 테이블의 시작 주소를 저장
→ CPU 내부에 존재
세그먼트 테이블 길이 레지스터 (Segment Table Length Resister, STLR)
→ 각 프로세스의 세그먼트 테이블의 크기를 저장
→ CPU 내부에 존재

MMU의 세그먼트 테이블을 통한 주소 바인딩 과정

세그멘테이션 시스템에서는 모든 논리 주소가 기본적으로 <세그먼트 번호, 변위>의 형식으로 이루어짐
논리 주소 <세그먼트 번호, 변위>를 세그먼트 테이블을 통해 물리 주소 <프레임 번호, 변위>로 변환
→ 세그먼트 번호 s가 STLR 값보다 크다면 Trap 발생
→ 변위 d가 limit보다 크다면 Trap 발생

장점