공학석사학위논문 리눅스기반모바일기기에서사용자 응답성향상을위한프레임워크지원 선별적페이지보호기법 Framework-assisted Selective Page Protection for Improving Interactivity of Linux Based Mobile Dev

Size: px

Start display at page:

Download "공학석사학위논문 리눅스기반모바일기기에서사용자 응답성향상을위한프레임워크지원 선별적페이지보호기법 Framework-assisted Selective Page Protection for Improving Interactivity of Linux Based Mobile Dev"

명진 기
5 years ago
Views:

1 저작자표시 - 비영리 - 변경금지 2.0 대한민국 이용자는아래의조건을따르는경우에한하여자유롭게 이저작물을복제, 배포, 전송, 전시, 공연및방송할수있습니다. 다음과같은조건을따라야합니다 : 저작자표시. 귀하는원저작자를표시하여야합니다. 비영리. 귀하는이저작물을영리목적으로이용할수없습니다. 변경금지. 귀하는이저작물을개작, 변형또는가공할수없습니다. 귀하는, 이저작물의재이용이나배포의경우, 이저작물에적용된이용허락조건을명확하게나타내어야합니다. 저작권자로부터별도의허가를받으면이러한조건들은적용되지않습니다. 저작권법에따른이용자의권리는위의내용에의하여영향을받지않습니다. 이것은이용허락규약 (Legal Code) 을이해하기쉽게요약한것입니다. Disclaimer

2 공학석사학위논문 리눅스기반모바일기기에서사용자 응답성향상을위한프레임워크지원 선별적페이지보호기법 Framework-assisted Selective Page Protection for Improving Interactivity of Linux Based Mobile Devices 2016 년 2 월 서울대학교융합과학기술대학원 융합과학부지능형융합시스템전공 김승준

3 리눅스기반모바일기기에서사용자 응답성향상을위한프레임워크지원 선별적페이지보호기법 Framework-assisted Selective Page Protection for Improving Interactivity of Linux Based Mobile Devices 지도교수홍성수 이논문을공학석사학위논문으로제출함 2016 년 1 월 서울대학교융합과학기술대학원 융합과학부지능형융합시스템전공 김승준 김승준의공학석사학위논문을인준함 2016 년 1 월 위원장박재흥 ( 인 ) 부위원장홍성수 ( 인 ) 위원안정호 ( 인 )

4 초 록 스마트폰과같은모바일기기가널리보급됨에따라사용자들은모바일기기응용들을사용하면서빠른응답성을제공받기를바란다. 하지만모바일기기응용들은종종사용자가기대하는수준의응답성을제공하지못한다. 응답성을저해하는주원인들중하나는과도한페이지폴트발생에따른대화형태스크 수행의지연이다. 이는대화형태스크의상주페이지 (resident page) 들이비대화형태스크와의페이지캐시경쟁에의해더욱빈번히희생될페이지 (victim page) 으로선정되어스토리지로쫓겨나기때문이다. 이논문은이러한문제를해결하기위해프레임워크지원선별적페이지보호기법을제시한다. 제안한기법은프레임워크레벨에서대화형태스크를식별하고이를커널에전달하여페이지 replacement 시에대화형태스크의페이지를보호하고, 사용자입력처리중에발생하는페이지폴트를줄인다. 실험결과제안된기법은기존시스템에비해페이지폴트횟수를 37% 감소시켰고, 응답시간을 11% 단축할수있었다. i

5 주요어 : Linux; Interactivity; Mobile devices; Page cache; 학번 : ii

6 목 차 초록...i 목차... iii 그림목차... iv 제 1 장서론... 1 제 2 장배경 리눅스에서의페이지캐시관리메커니즘개관 페이지교체메커니즘 Lumpy 회수메커니즘... 8 제 3 장관련연구 커널레벨 프레임워크레벨 제 4 장사용자응답성및문제정의 제 5 장프레임워크지원선별적페이지보호기법 제 6 장실험및검증 제 7 장결론 참고문헌 Abstract iii

7 그림목차 그림 1. 비대화형응용 I/O 수행에따른페이지폴트수측정결과 그림 2. 리눅스에서의페이지교체흐름도 그림 3. LRU 리스트간의페이지플래그에따른페이지이동 그림 4. LRU 리스트와 Lumpy reclamation 그림 5. 이벤트전달태스크체인과페이지폴트발생 그림 6. 프레임워크지원선별적페이지보호기법 그림 7. 기존시스템과 FMP 기법을적용한페이지폴트수측정결과 그림 8. 기존시스템과 FMP 기법을적용한응답시간측정결과 그림 9. 벤치마크를통한성능오버헤드측정결과 iv

8 제 1 장서론 스마트폰보급됨에따라사용자들이고사양, 고성능응용들을요구하고있다0. 특히이러한응용들의응답성은사용자경험에있어서중요한요소들중하나이다. 스마트폰제조사들은모바일기기의사용자응답성을개선시키기위해많은노력을하고있다. 하지만이러한노력에도불구하고여전히양질의응답성을제공받지못하는경우가보고되고있다0. 고사양응용들은대용량컨텐츠들과라이브러리를사용하기때문에빈번하게스토리지를사용한다. Linux 커널에서스토리지에대한접근은요구페이징 (demand paging) 에의해처리된다. 응용이요청한페이지가페이지캐시에부재한경우, 페이지폴트핸들러가페이지폴트를발생시켜해당페이지가페이지캐시에적재된다. 특히, 메모리제약이심한모바일기기에서는페이지캐시의크기가데스크탑환경에비해작기때문에페이지폴트발생빈도가높아진다. 실험을통해확인한결과사진갤러리응용은 USB와같은비대화형응용의 I/O 작업이있을때, 최악의경우약 10000번이상의페이지폴트가발생한다. 그림 1은비대화형응용의 I/O작업이수반됨에따라증가하는페이지폴트수실험결과를나타낸다. 따라서사용자응답성개선에있어서페이지캐시관리를최적화하여페이지폴트발생횟수를줄이는것은중요하다. 1

그림 1. 비대화형응용 I/O 수행에따른페이지폴트수측정결과. 페이지캐시적중률을높이기위한페이지관리정책은선페이징 (prepaging) 정책과페이지교체 (page replacement) 정책으로나뉜다. 리눅스에서는선페이징정책으로 readahead 매커니즘을제공한다.

9 그림 1. 비대화형응용 I/O 수행에따른페이지폴트수측정결과. 페이지캐시적중률을높이기위한페이지관리정책은선페이징 (prepaging) 정책과페이지교체 (page replacement) 정책으로나뉜다. 리눅스에서는선페이징정책으로 readahead 매커니즘을제공한다. 파일페이지를읽을경우순차적으로읽는패턴이있음을가정하고읽은파일페이지이후의일부파일페이지를순차적으로미리메모리에적재함으로써페이지캐시적중률을높인다0. 페이지교체정책은기본적으로 LRU-2(least recently used) 에기반한다. 이를위해커널은모든프로세스의작업세트 (working set) 를포함하는 active_list와물리메모리회수대상인남은페이지들을포함하는 inactive_list를관리한다. Johnson etl. 에따르면이정책은다른 LRU-k에비해 5~10% 정도의높은페이지캐시적중률을갖는다0. LRU-k는페이지의최근 k번의참조정보를토대로희생될페이지를결정하는페이지교체정책이다. 2

10 그러나이러한리눅스의페이지캐시정책은사용자응답성측면에있어서한계가있다. 입력처리과정에서사용자와상호작용하는대화형태스크의페이지들이다른페이지들과식별되지않기때문에페이지캐시자원을유리하게할당해줄수없기때문이다. 결과적으로사용자입력을처리하는과정도중에대화형프로세스의페이지들이다른페이지들에의해페이지아웃당하고페이지폴트를발생시키며긴응답시간을초래한다. 본논문에서는이문제를해결하기위해프레임워크기반선별적응용페이지보호기법을제시한다. 제안된기법은대화형태스크를프레임워크레벨에서식별하고, 커널로해당정보를전달한다. 그리고커널은프레임워크로부터전달받은대화형태스크정보를이용하여대화형태스크의페이지가희생될페이지로선정되는것을방지한다. 이에따라대화형태스크의페이지폴트발생이줄어들게된다. 우리는제안된기법을안드로이드 KitKat 4.0 기반과리눅스커널 3.4가탑재된넥서스5S 스마트폰에구현하였다. 실험결과기존시스템대비페이지폴트횟수를 37%, 응답시간 11% 를단축시킨다. 이논문의나머지부분은다음과같이구성된다. 2장에서는배경을설명하며리눅스관련페이지관리메커니즘을분석하고 3장에서는관련연구를설명한다. 그리고 4장에서는사용자응답성및문제를정의하고, 5장에서는문제를해결하기위한프레임워크지원선별적페이지보호기법을설명한다. 그리고 6장에서실험및결과를보이고 7장에서논문의결론을맺는다. 3

제 2 장배경 제 2 장배경에서는리눅스에서제공하는페이지캐시관리메커니즘을설명한다. 페이지캐시는디스크 I/O 작업을통해서메모리에적재된페이지들중에서빈번하게사용될것으로선별된페이지를유지하는메모리공간이다. 이를통해같은페이지에대한디스크 I/O 작업횟수를줄여메모리접근시간 (memory access time) 을줄이는것이다.

11 제 2 장배경 제 2 장배경에서는리눅스에서제공하는페이지캐시관리메커니즘을설명한다. 페이지캐시는디스크 I/O 작업을통해서메모리에적재된페이지들중에서빈번하게사용될것으로선별된페이지를유지하는메모리공간이다. 이를통해같은페이지에대한디스크 I/O 작업횟수를줄여메모리접근시간 (memory access time) 을줄이는것이다. 이장의나머지절에서는본문의이해를돕기위해리눅스에서의페이지캐시구조및관리메커니즘에관해개괄적으로설명하고페이지교체메커니즘과 Lumpy 회수 (reclamation) 메커니즘에대해상세히기술한다. 2.1 리눅스에서의페이지캐시관리메커니즘개관 이절에서는우선페이지캐시의데이터구조를설명하고이를 관리하기위한리눅스의동작메커니즘을설명한다. 그림 2 는 리눅스에서의페이지교체흐름을나타낸다. 그림 2. 리눅스에서의페이지교체흐름도. 4

12 페이지캐시에속한페이지는 active_list와 inactive_list라는두개의 LRU 리스트들중하나에속하게된다. active_list에속한페이지들은최근에접근된페이지를포함하는 LRU리스트이며페이지회수작업시에희생될페이지로선정되지않고메모리에유지된다. inactive_list는한동안접근되지않은페이지를포함하는 LRU리스트로메모리회수작업의대상페이지들이된다. 페이지의참조여부를확인하기위해페이지마다참조비트 (reference bit) 가존재한다. 이비트는리눅스에서 struct page 구조체마다 PG_referenced로구현되어있다. 페이지캐시를관리하기위한동작메커니즘은페이지삽입과제거동작으로구분된다. 페이지삽입동작은요구페이징과선페이징에의해수행된다. 요구페이징의경우 mmap() 시스템콜로할당된가상메모리공간에서페이지들이참조될때페이지폴트처리기를통해해당페이지들이페이지캐시에삽입된다. 선페이징의경우에는명시적, 내재적작업으로구분된다. 명시적작업은유저레벨코드가직접시스템콜을호출하여페이지를삽입하는것을말한다. 리눅스에서이러한작업에관련된시스템콜로는 read() 와 MAP_POPULATE플래그를인자로받는 mmap() 이있다. 내재적작업은리눅스의 readahead 작업을통해수행된다. 페이지제거메커니즘은페이지교체메커니즘과 Lumpy 회수메커니즘의연계로수행된다. 페이지교체메커니즘은페이지캐시에서희생될페이지를선정하며, Lumpy 회수 5

13 메커니즘은할당요청된페이지의크기가 2개이상일때그희생될페이지를기준으로연속된페이지들을추가로희생될페이지로선정하여메모리로회수한다. 이러한메커니즘들은 kswapd라는리눅스커널데몬과커널메모리할당자에의해수행된다. Kswapd는주기적또는사건기반 (event-driven) 으로 low watermark를체크하여페이지교체메커니즘을수행한다. 커널메모리할당자는사건기반으로 min watermark를체크하여페이지교체메커니즘을수행한다. 이러한작업은리눅스커뮤니티에서 direct reclaim으로불린다. Low와 min watermark들의값은리눅스에미리정의되어있는임계값이며그수치는물리메모리크기에따라달라진다. 2GB의시스템에서그값들은각각 7,190KB, 5,752KB이다 [5]. 2.2 페이지교체메커니즘 리눅스에서페이지교체메커니즘은페이지구분작업과희생될페이지선택작업으로나뉜다. 페이지구분작업에서는페이지캐시에서메모리에유지될페이지들이 active_list에삽입되고, 그렇지않은페이지들은 inactive_list로삽입된다. 그리고각페이지들의참조비트변경시점에따라페이지들이다른리스트로이동된다. 그림 3은각리스트간의교체메커니즘에의한페이지이동을나타낸다. 구체적으로, 최초로삽입된페이지는 inactive_list에존재하며참조 6

비트는 0이다. 이후에그페이지가참조되어참조비트가 1이된경우에 kswapd가주기적으로해당페이지를 active_list로이동함과동시에참조비트를 0으로설정한다. 그페이지가한번더참조되면 1로설정된다. 해당비트는 LRU-2메커니즘을주기적으로수행하는 kswapd에의해 0으로 set이된다.

14 비트는 0이다. 이후에그페이지가참조되어참조비트가 1이된경우에 kswapd가주기적으로해당페이지를 active_list로이동함과동시에참조비트를 0으로설정한다. 그페이지가한번더참조되면 1로설정된다. 해당비트는 LRU-2메커니즘을주기적으로수행하는 kswapd에의해 0으로 set이된다. 해당페이지는다음 kswapd의주기에서여전히참조비트가 0이면 inactive_list로이동한다. 그림 3. LRU 리스트간의페이지플래그에따른페이지이동. 희생될페이지선정작업은 inactive_list의페이지들에서 LRU-2 정책에따라여러개의희생될페이지들을선택한다. 선택된페이지들의개수는시스템의자유페이지 (free page) 의개수가 high watermark로도달되기위해필요한개수로결정된다. high watermark들의값은리눅스에미리정의되어있는임계값이며그수치는물리메모리크기에따라달라진다. 2GB의시스템에서그값은 8,628KB이다 [5]. 7

15 2.3 Lumpy 회수메커니즘 Lumpy 회수메커니즘은단편화된물리메모리에서 2개이상의연속된페이지들을확보하기위한메커니즘이다. 이메커니즘은커널메모리할당자가 2개이상의연속된페이지할당을요청받았을때, 물리메모리부족으로수행되는페이지교체메커니즘에연계되어수행된다. 구체적으로, 이메커니즘은페이지교체메커니즘을위해 inactive_list에서희생될페이지를선택할때, 해당페이지를기준으로할당요청된크기만큼의연속된페이지들을희생될페이지로선정하여함께페이지캐시에서제거한다. 그림 4는 LRU리스트와 Lumpy 회수시선택되는주변페이지영역을나타낸다. 태그페이지 (tag page) 는희생될페이지로선정된페이지이다. Lumpy 회수메커니즘은태그페이지를기준으로할당요청된크기만큼의주변페이지들이희생될페이지로선정할수있는지체크한후희생될페이지로추가한다. 해당페이지가희생될수있는지판단하는기준은페이지의타입과소속된영역이다. 페이지타입으로는이동불가능한 (unmovable), 회수가능한 (reclaimable), 이동가능한 (movable), 예약된 (reserve) 으로총 4가지타입이있다. 이동불가능하며예약된페이지들은커널영역에서사용되는페이지로페이지캐시에서제거되지않는페이지다. 이동가능하며회수가능한페이지타입들은사용자영역에서사용되는페이지로희생될페이지에포함될수있다. 8

16 Lumpy 회수메커니즘은태그페이지를중심으로정해진영역의페이지가메모리영역을벗어나지않는지확인하고, 특정블록에포함된페이지는단편화를방지하기위해 Lumpy 회수대상에서제외된다. 그림 4. LRU 리스트와 Lumpy reclamation. 9

17 제 3 장관련연구 제 3장에서는사용자응답성을높이기위한관련연구를설명한다. 모바일환경에서의사용자응답성을높이기위한선행연구가활발히진행되어왔다. 이러한기존의접근방법들은커널레벨과프레임워크레벨로나눌수있다. 3.1 커널레벨 커널레벨에서는태스크들이 CPU, 메모리, I/O와같은한정된시스템자원을사용하기위해경쟁하면서지연이발생하게된다. 리눅스커널에서는이러한지연을줄이기위해각시스템자원마다시스템자원할당을위한다양한메커니즘을채택하고있다. 하지만커널에서는대화형태스크를고려하지않기때문에사용자응답성측면에서만족스럽지못한성능을제공한다. 따라서커널에서대화형태스크를구분하고, 해당태스크에게우선적으로시스템자원을할당하는기법과관련한연구가진행되었다. CPU 자원경쟁에의한지연의경우사용자응답성을높이기위해스케쥴링알고리즘을개선시키는연구가진행되어왔다. 리눅스기본스케쥴링알고리즘으로채택하고있는 CFS(Completely Fair Scheduler) 는각태스크가공정하게 CPU 자원을할당받을수있도록각태스크에게가중치 (weight) 를두어 10

18 그가중치에비례하는 CPU 시간을할당한다. 그리고해당시간동안 CPU 자원을할당받은태스크는다른태스크에의해서선점당하지않도록보장한다. 이를통해리눅스는 CPU 자원을최대한태스크들이공정하게할당받을수있도록한다. 하지만 CFS는대화형태스크를식별하지않기때문에사용자입력처리중할당받은 CPU 자원을모두소진했을경우다른태스크에의해 CPU자원을선점당하여긴응답시간이초래될수있다. 따라서이를해결하기위해프레임워크지원을받아커널에서대화형태스크를구별하고, 사용자응답처리시우선순위를높여주어 CPU 자원을빠르게할당받을수있도록하는기법이제안되었다 [6]. 메모리자원에서페이지폴트로인한 I/O발생횟수를줄이기위해서리눅스는 readahead 메커니즘을제공한다. 이메커니즘을이용하여대화형태스크의빠른수행을위한 readahead 기법이제안되었다 [7]. 이기법은대화형태스크를커널에서런타임으로구분하여해당태스크가페이지를메모리로적재시, 다른태스크보다더많은페이지를선페이징하여대화형태스크의페이지적중률을높인다. 하지만이기법은대화형태스크를찾기위한런타임오버헤드가발행하며, 페이지교체정책에서대화형태스크를구분하지않아해당페이지가페이지캐시에서제거될수있다. I/O자원의경우 I/O스케쥴러에의해해당태스크가발생시키는 I/O의특성에따라우선순위를두어요청을처리한다. I/O의특성은 11

19 태스크의수행에영향을주는동기적 (Synchronous) I/O와태스크수행에영향을주지않는비동기적 (Asynchronous) I/O로구분된다. 따라서 I/O 수행시태스크수행에영향을주는동기적 I/O를우선적으로처리되어야하기때문에비동기적 I/O보다높은우선순위가부여된다. 하지만커널에서모바일기기에서발생시키는 I/O의특성을잘못분류하여동기적 I/O를비동기적 I/O로분류하는경우가발생한다. 이를해결하기위하여동기적 I/O임에도비동기적 I/O로분류되는경우를파악하고해당비동기적 I/O로분류된 I/O의우선순위를높여주어응답시간이지연되는문제를해결하는기법이제안되었다 [8]. 하지만이기법은지연될수있는상황을방지하지만대화형태스크를커널이식별하지않아사용자응답성을보장하기에는한계가있다. 3.2 프레임워크레벨 프레임워크레벨에서도빠른사용자응답성을제공하기위해다양한기법을사용하였다. 대표적으로안드로이드는응용태스크를빠르게실행시켜사용자응답성을개선시켰다0. Zygote 프로세스라는프로세스를생성하여응용이자주사용하는라이브러리클래스들을미리초기화한다. 그리고각응용들이생성될때미리초기화된 Zygote 프로세스를통해생성됨으로써응용이생성되는시간을단축한다. 12

20 안드로이드에서는터치화면에서의드로잉시간단축을위해분리된 surface라는분리된구역으로나누어렌더링하는작업을수행한다 [10]. 여러개의 surface구역으로나누어갱신된 surface만새롭게랜더링한다. 안드로이드에서제공하는서비스인 SurfaceFlinger는여러개의 surface들을조합하여프레임버퍼장치로보냄으로써전체랜더링시간이줄어들어사용자에게향상된응답성을제공한다. 프레임워크의지원을받아대화형태스크를커널에서구분하여대화형태스크의우선순위를조정함으로써사용자응답성을개선하는기법도제안되었다 [11]. 사용자응답처리과정에서태스크경쟁에의해대화형태스크의수행이지연될수있다. 따라서대화형태스크의우선순위를높여주어사용자응답처리중 CPU자원을우선적으로할당해줌으로써사용자응답성을개선한다. 하지만메모리에서응답성관련태스크의페이지를보호하지못하기때문에사용자응답처리중페이지폴트에의해지연되는문제를해결하지못한다. 13

21 제 4 장사용자응답성및문제정의 제 4장에서는사용자응답성을정의하고문제상황에대해서분석하고설명한다. 본논문에서는사용자응답처리과정에서발생하는페이지폴트로인한응답시간지연을해결하고자한다. 사용자응답성은사용자입력이벤트가모바일기기에발생한시점부터화면에결과가표시되기까지걸리는총소요시간으로정의한다0. 사용자입력을처리하기위해이벤트가응용태스크에전달되고응용태스크가해당이벤트에따라작업을수행한다. 그리고그결과를화면을출력하는태스크에전달하여사용자에게표시한다. 임의의사용자입력관련응답시간는다음과같다. = + 이때 는사용자응답성관련태스크들의수행시간을 나타내고, 은각각응답처리과정중발생한페이지폴트횟수와페이지폴트발생시소요되는시간을나타낸다. 사용자입력처리페이지폴트가발생하면사용자응답시간이지연된다. 그림 5는사용자입력이벤트가모바일기기에발생한시점부터결과가출력되기까지의태스크체인과그과정에서발생하는페이지폴트를나타낸다. 사용자응답성관련태스크들은각자의작업을수행하면서페이지사용을위한메모리공간을 14

22 요구하게된다. 이때요청한페이지가메모리에부재한경우페이지폴트가발생하면서해당페이지를메모리에적재하기위한디스크 I/O가발생하면서응답시간이지연된다. 페이지폴트발생의주된원인은기존페이지교체기법이대화형태스크의페이지와다른태스크의페이지를식별하지않고 LRU-2 정책에의해희생될페이지를선정하기때문이다. 따라서사용자응답관련태스크들의사용자입력처리중다른태스크의페이지에의해페이지폴트가발생하며사용자응답시간을지연시킨다. 그림 5. 이벤트전달태스크체인과페이지폴트발생 15

제 5 장프레임워크지원선별적페이지보호 기법 본장에서는앞서언급했던대화형태스크의사용자입력처리중페이지폴트발생횟수를줄이기위한프레임워크지원페이지보호메커니즘을설명한다. 이메커니즘은프레임워크의지원을받아커널레벨에서대화형태스크들을식별하고그들의페이지들을페이지교체정책및 Lumpy 회수메커니즘에서희생될페이지로선정되지않도록보호한다.

23 제 5 장프레임워크지원선별적페이지보호 기법 본장에서는앞서언급했던대화형태스크의사용자입력처리중페이지폴트발생횟수를줄이기위한프레임워크지원페이지보호메커니즘을설명한다. 이메커니즘은프레임워크의지원을받아커널레벨에서대화형태스크들을식별하고그들의페이지들을페이지교체정책및 Lumpy 회수메커니즘에서희생될페이지로선정되지않도록보호한다. 이를위해이메커니즘은대화형응용태스크식별을위한current interactive task pid identifier (CIPI), framework-assisted task identifier (FTI) 와페이지식별및보호를위한 interactive page protector (IPP), page identifier로구성된다. 그림 6. 프레임워크지원선별적페이지보호기법 그림 6 은각모듈의구성과모듈간의데이터전달을나타낸다. CIPI 모듈은프레임워크레벨에서대화형태스크 PID 를 FTI 에게 16

24 전달하고, FTI는전달받은 ID를통해커널에서대화형태스크를식별한다. Page identifier는페이지가메모리에적재될때이를요청한태스크의 ID를해당페이지구조체에기록한다. 마지막으로 IPP는페이지교체에서희생될페이지를선정할때, 대화형태스크의페이지인지판별하여보호한다. CIPI는동적으로변하는대화형태스크ID를기록하고커널에해당 ID값을커널의 FTI에게전달한다. 구체적으로 CIPI는 InputDispatcher 로부터사용자입력을처리하는응용태스크 ID를전달받아기록한다. InputDispatcher는입력이벤트 (input event) 가발생할때마다 CIPI에게해당대화형태스크 ID를전달한다. 그리고 CIPI는 InputDispatcher로부터전달된값과기록되어있는값을비교하여대화형태스크변경여부를파악하고변경시전달받은값을기록한다. 그리고변경된값은커널의 FTI에게전달한다. 전달방법은 Linux 커널에시스템콜을추가하고프레임워크레벨에서호출하여이것의인자로대화형태스크 ID를전달한다. FTI는해당 CIPI의시스템콜호출로전달된대화형태스크 ID를기록하여, 커널에서대화형태스크를식별한다. 커널에서추가된시스템콜이프레임워크레벨에서호출될때마다 FTI는대화형태스크ID를인자로전달받는다. 그리고 FTI는현재기록된대화형태스크 ID와전달받은태스크 ID를기록한다. 그리고커널에추가된대화형태스크 ID 요청함수가호출되면현재기록되어있는대화형태스크 ID를반환한다. 17

25 Page identifier는메모리에적재된각각의페이지들의구조체에이를요청한태스크의 ID를기록한다. 리눅스에서는메모리에적재된페이지를관리하기위해페이지프레임마다 struct page 라는페이지구조체를유지한다. 하지만이구조체로는해당페이지를요청한태스크를구별할수없다. 따라서이구조체에태스크 ID 멤버변수를추가하고여기에관련태스크 ID를기록한다. IPP는현재 FTI에기록된태스크 ID의페이지가희생될페이지로선정되지않도록보호한다. 기본적으로 IPP는페이지교체메커니즘수행시동작되며추가로 Lumpy 회수메커니즘이수반되는경우추가작업을수행한다. IPP는페이지교체메커니즘에서 inactive_list 내희생될페이지선정시, 해당페이지의구조체에기록된 ID와 FTI에기록된 ID를비교하여해당페이지가대화형태스크의페이지이면희생될페이지선정에서제외시킨다. 그림 1에서 inactive_list에서희생될페이지로선정된페이지들은 shrink_list() 에서페이지타입및참조비트를검사하여최종희생될페이지들을선정한후해당페이지들을페이지캐시에서제거한다. 따라서대화형태스크의페이지를보호하기위해구현된함수를 shrink_list() 에서호출한다. 해당함수는 FTI에서제공하는대화형태스크 ID 제공함수를호출하여대화형태스크 ID를획득하여해당페이지를판별한다. 그리고 shrink_list() 에서대화형태스크의페이지일경우의 case문을추가하여해당페이지가메모리에유지될수있도록한다. 또, 18

26 대화형태스크페이지의참조비트를 1로설정하여 active_list로포함될수있도록한다. Lumpy 회수메커니즘으로선정된희생될페이지들에관해서 IPP는비대화형태스크의메모리할당요청시 reclamation영역의대화형페이지의존재여부를판단한다. 대화형페이지가존재할경우이페이지를제외한연속된페이지들을희생될페이지들로선정한다. Lumpy 회수메커니즘의경우태그페이지를중심으로페이지를검사하는데, 참조비트를고려하지않는다. 따라서이메커니즘에서페이지검사를하는과정에서대화형페이지를보호하기위해구현된함수를호출하여대화형태스크의페이지를식별한다. 그리고 Lumpy 회수메커니즘에서대화형태스크의페이지가희생될페이지로식별된경우의희생될페이지에서제외된다. 시간이지남에따라대화형태스크와관련된페이지들이 IPP의보호로대부분의페이지캐시공간을차지한다. 하지만페이지보호로페이지캐시에대화형태스크의페이지만존재하게된다면, 페이지캐시의여유공간이부족함에도불구하고페이지회수를할수없어비대화형태스크를비롯한대화형태스크가요청하는페이지가메모리에적재되지못하는상황이발생한다. 따라서 IPP는비대화형태스크의페이지가페이지캐시에서모두제거되고, watermark를체크하여여유메모리공간이부족하다고판단될경우 LRU-2 정책으로대화형태스크의페이지를제거한다. 19

27 제 6 장실험및검증 본장에서는제안된기법을검증하기위한실험과그결과를보인다. 우리는제안된기법을안드로이드4.4 KitKat과커널3.4가탑재된구글넥서스 5 스마트폰상에서구현하고 I/O작업을발생시키는응용인갤러리응용의응답시간과페이지폴트횟수를측정하였다. 응답시간측정은커널레벨프로파일링도구인 KernelShark[12] 를사용하였고, 페이지폴트횟수측정은 proc 파일시스템 [13] 을이용하여측정하였다. 그리고제안된기법이적용된시스템의전체적인성능을측정하기위해 Antutu[14], PassMark[15] 벤치마크응용을사용하였다. 각벤치마크는 CPU, RAM, 스토리지, I/O 등과같은성능을측정하여수치로제공한다. 본실험에서는안드로이드에서제공하는기본응용인갤러리응용과I/O 집약적태스크를동시에실행하였다. I/O집약적태스크는지속적으로 I/O를발생시키는태스크로서본실험에서는 USB를통해스마트폰으로대용량파일을전송하도록요청하며 I/O를발생시킨다. 그림 7은기존시스템과제안된기법인 framework-assisted selective memory protection(fmp) 를적용한시스템에서 I/O 집약적태스크를수행시키기전과후의페이지폴트발생횟수를측정한결과이다. 기존시스템에서는 I/O집약적태스크가있는경우페이지폴트수가약 41% 증가한다. FMP기법을적용시킨시스템에서는기존시스템에서 I/O 집약적태스크가있는경우에 20

28 발생하는페이지폴트수보다약 37% 감소하였다. 그림 8은기존시스템과 FMP가적용된시스템에서의응답시간측정결과를나타낸다. I/O집약적인태스크가수행중인경우기존시스템에비해 FMP가적용된시스템에서는응답시간이약 11% 단축되었다. 그림 7. 기존시스템과 FMP 기법을적용한페이지폴트수측정결과 그림 8. 기존시스템과 FMP 기법을적용한응답시간측정결과 그림 9 는 Antutu, PassMark 벤치마크를통해기존시스템과 제안된기법이적용된시스템의성능을측정한결과값이다. 21

29 I/O집약적태스크가없는경우성능오버헤드는각시스템이비슷한성능을나타낸다. I/O집약적태스크가수행될경우에는 FMP기법이적용된시스템이기존시스템보다 3% 정도의오버헤드를가진다. 그림 9. 벤치마크를통한성능오버헤드측정결과 22

30 제 7 장결론 이논문은모바일환경에서의사용자응답성이저조해지는상황을파악하고이를해결하기위해프레임워크지원선별적페이지보호기법을제안하였다. 이를위해먼저사용자응답성과태스크체인을정의하고, 이과정에서페이지폴트가응답시간을 지연시킨다는것을 밝혔다. 제안된기법은프레임워크에서사용자 입력처리태스크를식별하고이를커널로전달하여해당대화형페이지를보호함으로써사용자입력처리중페이지폴트발생을최소화한다. 선별적페이지보호는리눅스의페이지캐시에서채택하는페이지교체정책과 Lumpy 회수를모두고려하여보호한다. 각상황에서회수되기위해희생될페이지로선정되는페이지중에서대화형태스크의페이지를식별하고희생될페이지선정에서제외시켜해당태스크의페이지를보호한다. 실험결과제안된기법이기존시스템대비페이지폴트횟수는약 37%, 응답시간은 11% 감소하였다. 23

31 참고문헌 [1] Klick Health, [2] BGR, (2013). [3] W. Mauerer, Professional Linux Kernel Architecture. Wolfgang-Mauerer. (2008): 970. [4]T. Johnson and D. Shasha, 2Q: A low overhead high performance buffer management replacement algorithm. Proc. VLDB Conf. (1994): [5]LWN, (2011). [6] S. Huh, J. Yoo, and S. Hong, "Cross layer resource control and scheduling for improving interactivity in Android." Softw. Pract. Exper. (2014): [7] S. Bae, H. Song, C. Min, J. Kim, and Y. Eom, "EIMOS: enhancing interactivity in mobile operating systems." Proceeding of ICCSA. (2012): [8] D. Jeong, Y. Lee, and J. Kim, "Boosting quasi-asynchronous I/O for better responsiveness in mobile devices," Proceedings of the 13th USENIX Conference. (2015): [9] D. Bornstein, 24

32 internals (2008) [10] Android Open Source Project, [11] Y. Son, S. Huh, J. Yoo and S. Hong, "Framework-assisted Priority boosting for Improving Interactivity of Android Smartphones." Journal of KIISE. (2012): [12] elinux, (2011) [13] Wikipedia, (2010) [14] Antutu, (2015) [15] PassMark software, (2015) 25

33 Abstract Framework-assisted Selective Page Protection for Improving Interactivity of Linux Based Mobile Devices Seungjune Kim Graduate School of Convergence Science and Technology Seoul National University While Linux-based mobile devices such as smartphones are increasingly used, they often exhibit poor response time. One of the factors that influence the user-perceived interactivity is the high page fault rate of interactive tasks. Pages owned by interactive tasks can be removed from the main memory due to the memory contention between interactive and background tasks. Since this increases the page fault rate of the interactive tasks, their executions tend to suffer from increased delays. This paper proposes a framework-assisted selective page protection mechanism for improving interactivity of Linuxbased mobile devices. The framework-assisted selective page protection enables the run-time system to identify interactive tasks at the framework level and to deliver their IDs to the 26

34 kernel. As a result, the kernel can maintain the pages owned by the identified interactive tasks and avoid the occurrences of page faults. The experimental results demonstrate the selective page protection technique reduces response time up to 11% by reducing the page fault rate by 37%. Keywords: Linux; Interactivity; Mobile devices; Page cache; Student Number:

04(1486-1494) CSTV15-23.hwp

04(1486-1494) CSTV15-23.hwp ISSN 2383-630X(Print) / ISSN 2383-6296(Online) Journal of KIISE, Vol. 42, No. 12, pp. 1486-1494, 2015. 12 http://dx.doi.org/10.5626/jok.2015.42.12.1486 리눅스 기반 모바일 기기에서 사용자 응답성 향상을 위한 프레임워크 지원 선별적 페이지 보호