Microsoft PowerPoint - StallingsOS6e-Chap08.ppt [호환 모드]

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용민 노
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1 8장. 가상메모리 강의 목표 가상메모리(virtual memory)의 필요성과 개념을 이해한다. 하드웨어와 소프트웨어의 상호작용 수준에서 가상메모리의 작동원리를 이해한다. 페이징(paging)과 세그먼테이션(segmentation)을 비교 이 해한다. 가상메모리의 효율성을 높이기 위한 운영체제의 기능 이해 Unix, Solaris, Linux, Windows의 메모리 관리 기법 이해 가상메모리 2

2 8.1 하드웨어와 제어 구조 8.2 운영체제 소프트웨어 목차 8.3 UNIX와와 Solaris의의 메모리 리관리 8.4 Linux의 메모리관리 85Windo 8.5 Windows의 메모리 관리 부록: 해시 테이블 가상 메모리 3 가상메모리의 특성 8.1 하드웨어와 제어구조 프로세스의 모든 메모리 참조는 논리 주소 (logical address)이며, 이는 동적으로 물리주소 (physical address)로 변환된다. 프로세스의 주소공간이 여러 블록(페이지나 세그먼트)으로 분할 되어 그들 간의 순서/인접관계와 무관하게 주기억장치 상에 배치 되어 수행될 있다. 프로세스의 주소공간을 구성하는 블록 중 일부만 주기억장치 상 에 적재한 채 수행할 수 있다. 적재집합(resident set): 특정 프로세스의 주소공간 중 주기억장치에 적재된 블록들의 집합 메모리접근 오류(memory access fault) : 주기억장치에 적재되지 않 은 블록이 참조될 때 발생하는 하드웨어 이벤트로, 발생시 해당 프로 세스는 블록 상태로 참조할 블록이 디스크로부터 적재될 때까지 대 기한 후 다시 준비 상태가 된다. 가상메모리 4

프로세스의 주소공간이 여러 블록(페이지나 세그먼트)으로 분할 되어 그들 간의 순서/인접관계와 무관하게 주기억장치 상에 배치 되어 수행될 있다. 프로세스의 주소공간을 구성하는 블록 중 일부만 주기억장치 상 에 적재한 채 수행할 수 있다.

3 8.1 하드웨어와 제어 구조 가상메모리와 물리메모리 프로세스의 전체 주소공간은 디스크에 설정되고, 그중일부 분이 주기억장치에 적재(캐시)되어 CPU에 의해 참조된다. 디스크의 방대한 저장 공간과 연계된 가상메모리 CPU가 실제로 참조할 부분이 적재되는 물리메모리(실메모리) 부분적재 수행의 이점 보다 많은 프로세스를 주기억장치에 유지할 수 있다 준비 상태 프로세스가 존재할 가능성이 높아져 처리기 활용도 높아짐 주기억장치보다 큰 프로세스를 수행할 수 있다. 오버레이 기법을 적용하기 위한 프로그래머의 부담(가용 메모리 크기 파악, 주소공간의 블록 분할, 언제 어떤 블록이 필요한지 파악, 주기억장 치와 디스크 간의 블록 교체 작업 등)을 운영체제가 담당 가상메모리 하드웨어와 제어 구조 가상메모리 관련 용어 가상메모리 6

상태 프로세스가 존재할 가능성이 높아져 처리기 활용도 높아짐 주기억장치보다 큰 프로세스를 수행할 수 있다.

4 8.1 하드웨어와 제어 구조 지역성과 가상메모리 가상메모리의 실용성 프로그램 수행에 필요한 블록(메모리접근 오류가 발생한 블록)만 적재하므로, 비사용 블록 적재로 인한 낭비 절감 블록 적재 요구가 얼마나 빈번한지가 가상메모리 실용성의 최대 관건 프로세스 수행 시간 중 임의의 짧은 구간을 관찰했을 때 메모리 참 조 행태가 너무 분산되지 않아야 하며, 한 번 주기억장치에 적재된 블 록들이 내보내지기 전까지 최대한 많이 참조되도록 관리해야 함 시스템이 안정상태에 있을 경우 주기억장치 전체가 각 프로세스의 블록들로 채워지며, 이 때 주기억장치에 적재되지 않은 블록이 참조 되면 이미 적재된 블록을 교체해야 함(교체 대상을 잘못 선정할 경우 바로 재적재해야 하는 상황 발생) 결론적으로 스레싱(thrashing: 시스템이 프로세스 수행보다 블록 교체에 대부분의 시간을 소비하게 되는 현상) 방지가 관건 가상메모리 하드웨어와 제어 구조 지역성과 가상 메모리 지역성의 원리(principle of locality) 프로세스의 메모리 참조가 군집을 이루는 특성 Temporal locality: 반복문, 스 택, 카운터 변수, 함수 호출 Spatial locality: 순차수행, 배열 순회 지역성이 전제될 때, 가상메 모리 실용성의 필요조건 가상메모리 지원 하드웨어의 효율성 주기억장치와 보조기억장치 간 블록 이동 관리의 효율성 <그림 8.1> Paging Behavior 가상메모리 8

재적재해야 하는 상황 발생) 결론적으로 스레싱(thrashing: 시스템이 프로세스 수행보다 블록 교체에 대부분의 시간을 소비하게 되는 현상) 방지가 관건 가상메모리 7 8.

5 8.1 하드웨어와 제어 구조 페이징(paging) 가상메모리는 고정크기 페이지로 분할되고, 물리메모리는 페이지 크기의 페이지프레임(혹은 프레임)들로 분할 페이지테이블(또는 역 페이지 테이블)을매개로하드웨어/ 소프트웨어가 상호작용하여, 프로세스가 특정 가상주소(해 당페이지상의한주소)를 참조할 경우 그에 대응된 물리 주소(해당 페이지가 적재된 프레임 상의 대응 주소)가 참조 되도록 주소 사상/변환 프로세스 별 페이지테이블을 설정하여, 주소변환 하드웨어 가 활용할 주소사상정보 제공 페이지테이블에 페이지 적재 여부가 표시되고, 적재되지 않은 페이지가 참조될 경우 하드웨어에 의해 페이지폴트 (page fault) 이벤트 발생 페이지폴트 처리 과정 애니메이션 가상메모리 하드웨어와 제어 구조 페이징 페이지테이블 구조 가상주소의 페이지 번호를 이용하여 대응된 페이지테이블 항목을 찾 고, 그로부터 해당 페이지가 적재된 프레임의 번호를 얻음. 존재비트(Present bit)는 적재여부를, 변경비트(Modify bit)는 적재된 이후 내용 변경 여부를 나타냄. 가상메모리 10

페이지테이블에 페이지 적재 여부가 표시되고, 적재되지 않은 페이지가 참조될 경우 하드웨어에 의해 페이지폴트 (page fault) 이벤트 발생 페이지폴트 처리 과정 애니메이션 가상메모리 9 8.

6 8.1 하드웨어와 제어 구조 페이징 페이징 시스템에서의 주소변환 가상메모리 하드웨어와 제어 구조 페이징 페이지테이블 크기 가상주소공간의 크기가 커질수록 페이지테이블의 크기가 증가하고, 주기억장치 상의 보다 큰 적재 공간 요구 해결을 위한 접근 방법 페이지테이블을 n-단계 계층구조로 구성: 선형구조가 아니므로, 전체 가상주소공간 중 실제 참조할 페이지들이 존재하는 영역에 대해서만 단계별 페이지테이블 설정 가능 페이지테이블 자체를 가상메모리에 적재: 페이지테이블 중 일부 분만 주기억장치에 적재한 채 해당 프로세스 수행 가능 역페이지테이블(inverted page table) 이용: 각 프레임에 어떤 페 이지가 적재되어 있는지 사상시키므로, 역페이지테이블의 크기는 주기억장치의 크기에 비례함 가상메모리 12

페이지테이블을 n-단계 계층구조로 구성: 선형구조가 아니므로, 전체 가상주소공간 중 실제 참조할 페이지들이 존재하는 영역에 대해서만 단계별 페이지테이블 설정 가능 페이지테이블

7 8.1 하드웨어와 제어 구조 페이징 2-단계 계층적 페이지테이블 가상메모리 하드웨어와 제어 구조 페이징 2-단계 페이징 시스템에서의 주소변환 가상메모리 14

8 8.1 하드웨어와 제어 구조 페이징 역페이지 테이블 (inverted page table) 정방향 페이지테이블의 단점 그 크기가 가상주소 공간의 크기에 비례 페이지당 하나가 아니라 프레임당 하나의 페이지테이블 항 목설정 n m m 2 n 개의 페이지, 2 m 개의 프레임(n>m), 2 m 개의 테이블 항목 페이지 번호에 대한 해시값(hash value)을 해당페이지가 적재된 프레임의 번호로 간주 n-비트 페이지 번호를 m-비트 값으로 사상시키는 해시함수 사용 충돌(collision) 해결을위해연결기법사용 전형적으로 한두개의테이블항목간에체인설정 가상메모리 하드웨어와 제어 구조 페이징 역페이지 테이블의 구조 가상메모리 16

번호에 대한 해시값(hash value)을 해당페이지가 적재된 프레임의 번호로 간주 n-비트 페이지 번호를 m-비트 값으로 사상시키는 해시함수 사용

9 8.1 하드웨어와 제어 구조 페이징 TLB(Translate Lookaside Buffer) 가상메모리 하드웨어와 제어 구조 페이징 TLB의 동작 가상메모리 18

10 8.1 하드웨어와 제어 구조 페이징 TLB에 대한 연관사상 가상메모리 하드웨어와 제어 구조 페이징 TLB와 캐시의 동작 가상메모리 20

11 8.1 하드웨어와 제어 구조 페이징 페이지 크기가 작을수록 내부단편화의 양 감소 페이지 크기 페이지테이블 크기 증가: 수행 프로그램의 크기나 다중프로그래 밍의 차수가 너무 클 때, 페이지테이블을 부분적으로만 적재해야 하고, 이 경우 페이지테이블 부재로 인한 페이지폴트 부담 발생 동일 크기 데이터 적재에 필요한 입출력 회수 증가 지역성과 관련된 부분만으로 적재집합 구성 가능 프로세스 당 할당된 프레임이 많을수록 페이지폴트 발생률 감소 프로그램크기커질경우 개발 시 적용하는 객체지향기술, 다중스레딩 기술이 참조 지역성 을 감소시킴 TLB 적중률이 감소하므로, 페이지 크기가 큰 것이 바람직 가상메모리 하드웨어와 제어 구조 페이징 페이지 크기(계속) 가상메모리 22

지역성과 관련된 부분만으로 적재집합 구성 가능 프로세스 당 할당된 프레임이 많을수록 페이지폴트 발생률 감소 프로그램크기커질경우 개발 시 적용하는 객체지향기술, 다중스레딩

12 8.1 하드웨어와 제어 구조 페이징 페이지 크기(계속) 프로그램의 전형적 페이징 형태 가상메모리 하드웨어와 제어 구조 세그먼테이션(segmentation) 프로세스의 주소공간을, 동적으로 설정되는 가변 크기의 블록들로 분할 세그먼테이션의 유익 확장성 자료구조에 대한 처리 단순화 세그먼트 별로 독립적인 변경 재컴파일 가능 논리적 개체(유틸리티 코드, 데이터 테이블 등)를 세그먼트로 설 정하여 공유/보호 가능 가상메모리 24

크기의 블록들로 분할 세그먼테이션의 유익 확장성 자료구조에 대한 처리 단순화 세그먼트 별로 독립적인 변경

13 8.1 하드웨어와 제어 구조 세그먼테이션 세그먼트테이블 항목 구성 가상주소의 세그먼트 번호를 이용하여 대응된 세그먼트테이블 항목을 찾고, 그로부터 해당 세그먼트가 적재된 물리메모리 블록의 시작주소 를얻음. 존재비트(Present bit)는 적재 여부를, 변경비트(Modify bit)는 적재된 이후 내용 변경 여부를 나타냄. 가상메모리 하드웨어와 제어 구조 세그먼테이션 세그먼테이션 시스템에서의 주소변환 가상메모리 26

존재비트(Present bit)는 적재 여부를, 변경비트(Modify bit)는 적재된 이후 내용 변경

14 8.1 하드웨어와 제어 구조 페이징과 세그먼테이션의 결합 두시스템의장점수용 페이징의 장점: 프로그래머에게 투명, 외부단편화 제거, 정교한 메 모리 관리 알고리즘 적용 가능 세그먼테이션의 장점: 확장성 자료구조 처리 단순화, 모듈단위 관 리, 논리적 개체 단위의 공유/보호 각 세그먼트는 고정 크기의 페이지들로 분할 가상주소에 대한 관점 프로그래머 관점: 가상주소 = 세그먼트 번호 + 세그먼트 오프셋 시스템 관점: 세그먼트 오프셋 = 페이지 번호 + 페이지 오프셋 가상메모리 하드웨어와 제어 구조 페이징과 세그먼테이션의 결합 세그먼테이션/페이징 시스템에서의 주소변환 가상메모리 28

크기의 페이지들로 분할 가상주소에 대한 관점 프로그래머 관점: 가상주소 = 세그먼트 번호 + 세그먼트 오프셋 시스템 관점: 세그먼트 오프셋 =

15 8.1 하드웨어와 제어 구조 페이징과 세그먼테이션의 결합 페이징과 세그먼테이션 결합 시의 테이블 항목 세그먼트 베이스 필드는 세그먼트 자체의 시작주소가 아니라 해당 세 그먼트에 대한 페이지테이블의 시작 주소 적재 및 변경 여부는 페이지 수준에서 관리되므로, 세그먼트테이블에 는 존재 비트나 변경 비트가 없음 가상메모리 하드웨어와 제어 구조 세그먼테이션 시스템에서의 보호와 공유 세그먼트테이블 항목이 시작주소와 길이를 제한 하기 때문에, 세그먼트 범 위 밖의 주기억장치 영역 에접근불가(그림 8.14) 페이지 구조가 프로그래 머에게 투명한데 반해, 세 그먼트 구조는 가시적이 기 때문에 보호나 공유 요 건을 정확히 표현 가능 가상메모리 30

29 8.1 하드웨어와 제어 구조 세그먼테이션 시스템에서의 보호와 공유 세그먼트테이블 항목이 시작주소와 길이를 제한 하기 때문에, 세그먼트 범 위 밖의 주기억장치

16 페이징과 세그먼테이션의 특성 가상메모리 31 페이징과 세그먼테이션의 특성 가상메모리 32

17 8.2 운영체제의 가상메모리 관리 정책 가상메모리 관리 정책에 있어 주요 이슈는 성능 페이징 관련 이슈에 집중 가상메모리 관리 정책의 범주 반입정책(fetch policy): 언제 물리 페이지를 가상 페이지와 매핑할 것인가? 배치정책(placement policy): 주 메모리 어디에 배치할 것인가? 교체정책(replacement policy) 적재집합 (resident set) 관리정책 클리닝정책(cleaning policy) 부하제어(load control) 가상메모리 운영체제의 가상메모리 관리 정책 반입정책(Fetch Policy) 각 페이지를 언제 주기억장치로 적재할지 결정하는 정책 요구반입(demand paging) 페이지폴트(적재되지 않은 페이지 중 일부분 참조)시 적재 일반적인 경우 지역성에 의해 안정적 운용 가능 선반입(prepaging) 페이지폴트에 의해 요구된 페이지 이외의 페이지도 적재 프로그램 수행을 시작할 때나 페이지 폴트시 적용 한 프로세스의 페이지들이 보조기억장치에 연속적으로 저장되어 있 을 경우 그들을 한꺼번에 반입하는 것이 나중에 필요할 때 따로따로 반입하는 것보다 효율적임. 스와핑(swapping)과 구분 가상메모리 34

2 운영체제의 가상메모리 관리 정책 반입정책(Fetch Policy) 각 페이지를 언제 주기억장치로 적재할지 결정하는 정책 요구반입(demand paging) 페이지폴트(적재되지 않은 페이지 중 일부분 참조)시 적재 일반적인 경우 지역성에 의해 안정적 운용 가능

18 8.2 운영체제의 가상메모리 관리 정책 배치정책(Placement Policy) 적재될 블록이 주기억장치의 어디에 위치할 것인지 결정하 는 정책 페이징 시스템의 경우 주소변환 하드웨어와 주기억장치 접근 하드웨어들이 어떠한 페이 지/프레임 조합에 대해서도 같은 효율로 기능하기 때문에 배치정 책은 무의미 NUMA(Non-Uniform Memory Access) 구조의 다중처리 기 각 페이지를 그것을 참조할 처리기와 가까운 메모리모듈에 배치 시키는 배치전략 필요 가상메모리 운영체제의 가상메모리 관리 정책 교체정책(Replacement Policy) 가용 프레임이 없을 경우 새로운 페이지를 반입하기 위해 현재 적재되어 있는 페이지들 중 어떤 페이지를 교체할 것인지 결정하는 정책 애니메이션 가까운 미래에 참조될 가능성이 가장 적은 페이지를 선택 하여 교체하는 것이 교체정책의 이상적 목표 지역성의 원리(principle of locality)를 전제로 과거의 참조 행태에 근거하여 미래의 참조 가능성 예측 가상메모리 36

19 8.2 운영체제의 가상메모리 관리 정책 교체 정책(Replacement Policy) 프레임 잠금 교체 대상에서 배제시키기 위해 프레임 잠금 설정 프레임 별로 잠금비트 설정하여 잠금 상태 표시 프레임테이블, 페이지테이블 등에 잠금비트 유지 가능 프레임 잠금 대상 운영체제 커널 중 주요 자료구조 입출력 버퍼 시간이 중요한 영역 가상메모리 운영체제의 가상메모리 관리 정책 교체 정책(Replacement Policy) 최적 정책(Optimal)과 LRU 최적(Optimal): God s Policy 가장 오랫동안 참조되지 않을 페이지 교체 가장 낮은 페이지폴트율 미래에 대한 정확한 지식이 없어 구현 불가능 애니메이션 LRU(Least Recently Used) 가장 오랫동안 참조되지 않은 페이지를 교체 최적에 근접한 성능 구현이 어렵고 큰 오버헤드 애니메이션 가상메모리 38

2 운영체제의 가상메모리 관리 정책 교체 정책(Replacement Policy) 최적 정책(Optimal)과 LRU 최적(Optimal): God s Policy 가장 오랫동안 참조되지 않을

20 8.2 운영체제의 가상메모리 관리 정책 교체 정책(Replacement Policy) FIFO와 Clock FIFO(First-In First-Out) 가장 오래 전에 적재된 페이지 교체 가장 쉽게 구현 FIFO s anomaly: 특정 참조 패턴에 대해, 할당된 프레임 수를 증 가시켰음에도 더 많은 페이지폴트가 발생하는 현상 애니메이션 클록(Clock) 교체정책 프레임 별로 use 비트 연계: 처음 적재 시 1, 참조 시 1로 설정 페이지를 적재한 프레임들이 환형으로 배치되어 있다고 간주하고, 첫 교체후보를 가리키는 포인터(시계바늘) 설정 시계 방향으로 포인터를 이동시키면서 포인터가 가리키는 프레임 중 use 비트가 0인 첫 프레임 상의 페이지를 교체(use 비트가 1인 경우 그 값을 0으로 변경하고 다음 프레임으로 이동) 가상메모리 운영체제의 가상메모리 관리 정책 교체 정책(Replacement Policy) 클록 정책의 적용 예 시계바늘이 프레임 2를 가리키고 있는 상황에서, 페이지 727을 적재 하기 위해 클록정책 작동 프레임 2와 3의 use 비트 값이 1이 므로 차례로 그 값을 0으로 변경한 후, use 비트 값이 0인 프레임 4를 발견하여 교체페이지로 선택하게 됨. 프레임 4에 페이지 727을 적재하고 그 use 비트 값을 1로 한 후, 시계 바늘이 그 다음 프레임을 가리키게 설정함. 애니메이션 가상메모리 40

0인 첫 프레임 상의 페이지를 교체(use 비트가 1인 경우 그 값을 0으로 변경하고 다음 프레임으로 이동) 가상메모리 39 8.

21 8.2 운영체제의 가상메모리 관리 정책 교체 정책(Replacement Policy) 4가지 페이지 교체 알고리즘의 동작 예 특정 페이지 참조열에대한동작방식분석 * : use 비트가 1임을 의미 가상메모리 운영체제의 가상메모리 관리 정책 교체 정책(Replacement Policy) 페이지 교체 알고리즘의 성능 비교 프로세스 당 할당 프레임 수 고정 시 성능 비교 응용: 0.25 * 10 6 번 메모리 참조하는 포트란 프로그램 가상메모리 42

22 8.2 운영체제의 가상메모리 관리 정책 교체 정책(Replacement Policy) 변경 비트가 추가된 클록 정책 사용비트 u와 변경비트m의 값에따라4 가지 유형의 프 레임으로 구분하여 u 값이 동일할 때 m=1인 페이지에 앞서 m = 0인 페이지를 먼저 교체함으로써, 교체 당할 페 이지를 디스크에 에기록하는 부담 절감 작동 과정 1. 첫 번째 스캔: (u = 0; m = 0)인 첫 프레임 선택 2. 단계 1 실패시두번째스캔: (u = 0; m = 1)인 첫 프레임 선택(스 캔된 모든 프레임의 u 값을 0으로 설정) 3. 단계 2 실패 시 단계 1부터 반복(재차 단계1이 실패하여 단계 2가 반복될 경우, 모든 프레임에 대해 u 값은 0, m 값은 1이라는 조건 성립이 보장되므로 첫 스캔 대상 프레임이 교체 대상으로 선택됨) 가상메모리 운영체제의 가상메모리 관리 정책 교체 정책(Replacement Policy) 변경 비트가 추가된 클록 정책 동작 예 가상메모리 44

23 8.2 운영체제의 가상메모리 관리 정책 교체 정책(Replacement Policy) 페이지 버퍼링 교체 대상으로 선택된 페이지를 즉시 교체하지 않고 가용 페이지리스트 뒤쪽에 연결시켜 어느 정도 기간 동안 주기 억장치 상에 유지. 즉 Second Chance Algorithm 변경된 페이지들을 구별하여 변경페이지 리스트에서 디스크 기록 을 대기하게 할 수 있음 일정 범위의 가용페이지 수를 유지하고, 실제 새로운 페이 지를 적재해야 할 때 가용페이지 리스트 상의 첫 페이지를 교체 변경페이지 리스트 상의 페이지가 디스크에 기록될 경우 가용페 이지 리스트로 이동 페이지 버퍼링의 유익 실제로 교체되기 이전에 참조될 경우 적은 비용으로 페이지폴트 해결 가능 변경페이지들에 대한 클러스터 입출력 적용 가능 가상메모리 운영체제의 가상메모리 관리 정책 적재집합 관리 적재집합 관리 역할에 있어서의 교체정책 적재집합의 크기 관리 고정할당(fixed allocation) : 프로세스에 할당된 프레임 수 고정 가변할당(variable allocation): 프로세스에 할당된 프레임 수의 변 경허용 교체범위 관리 지역범위(local scope) : 페이지 폴트를 유발한 프로세스의 적재집 합 내에서 교체 대상 선택 전역범위(global scope) : 주기억장치 상의 모든 페이지 중에 교체 대상 선택 가상메모리 46

24 8.2 운영체제의 가상메모리 관리 정책 고정할당/지역범위 적재 집합(Working Set) 관리 응용의 타입이나 프로그램 요구 등에 의거하여 프로세스에 대한 할당량 결정 할당량이너무적을경우, 높은 페이지폴트 발생률 할당량이 많아질 경우, 다중 프로그래밍의 차수가 적어져 처리기 유휴시간이나 스와핑 시간 증가 가상메모리 운영체제의 가상메모리 관리 정책 가변할당/전역범위 적재 집합(Working Set) 관리 구현이 쉽고, 많은 운영체제에 의해 채택 전형적 구현 전략 운영체제는 가용프레임 리스트 유지 페이지폴트 발생시 해당 프로세스의 적재집합에 가용프레임 추가 가용프레임이 없을 경우, 잠긴 프레임 이외의 모든 프레임을 대상 으로 교체 대상 페이지를 선택(선택된 페이지를 소유한 프로세스 의 적재집합 축소 최적의 프로세스가 아닐 수 있음)하여 교체 잘못된 페이지 선택 문제 해소 방안: 페이지 버퍼링 페이지가 덮여 쓰이기 전에 참조될 경우 효율적으로 회수될 수 있 어, 잘못된 희생 페이지 선택의 피해를 어느 정도 줄일 수 있음 가상메모리 48

25 8.2 운영체제의 가상메모리 관리 정책 가변할당/지역범위 적재 집합(Working Set) 관리 전형적 구현 전략 프로세스를 처음 적재할 때, 응용의 타입이나 프로그램 요구, 또 다른 척도 등에 의거하여 어느 정도의 프레임들을 적재집합으로 할당 페이지폴트 발생시 해당 프로세스의 적재집합 내에서 교체 수시로, 프로세스에 대한 할당량을 재평가하고 전체적 성능 개선 이라는 측면에서 할당량 증감 이 전략의 주 요소는 적재집합의 크기와 그 변경 시점을 결 정하는 규칙 대표적 전략 작업집합 전략(Working Set Strategy) PFF (Page Fault Frequency) VSWS (Variable-interval Sampled Working Set) 가상메모리 운영체제의 가상메모리 관리 정책 작업집합 전략 적재 집합(Working Set) 관리 특정 프로세스(페이지 수 N)에 대한작업집합W(t, ) 해당 프로세스가 가상시간(매 가상주소 참조에 대해 1씩 증가) 상 의시점t - 부터 t 까지 참조한 페이지들의 집합 W(t, ( +1) ) W(t, ( ), ) 1 W(t, ( ) ) min(, ( N) ) 작업집합 관리 방법 각 프로세스의 작업집합을 모니터링 주기적으로(극단적으로 매 참조시점마다) 프로세스의 적재집합 중 작업집합에 있지 않은 페이지들을 제거(기본적으로 LRU 정책) 프로세스는 주기억장치에 그 작업집합이 있을 때(적재집합이 작 업집합을 포함할 때)만 수행 문제점 작업집합 모니터링 비용의 비현실성 최적의 값이 알려져 있지 않고 어떤 경우라도 가변적 가상메모리 50

26 8.2 운영체제의 가상메모리 관리 정책 작업집합 전략 (계속) 적재 집합(Working Set) 관리 윈도우 크기(Δ)에 따른 프로세스Working Set 변화 가상메모리 운영체제의 가상메모리 관리 정책 작업집합 크기의 변화 적재 집합(Working Set) 관리 가상메모리 52

27 8.2 운영체제의 가상메모리 관리 정책 적재 집합(Working Set) 관리 PFF (Page Fault Frequency) 정책 페이지폴트 발생률을 근거로 적재집합 크기 결정 적재집합 관리 방법 메모리 상의 각 페이지와 연계된 사용비트 설정(사용비트 값은 해 당 페이지가 참조될 때 1이 됨) 페이지폴트 발생시 해당 프로세스가 직전에 페이지폴트를 발생시 켰던 시점으로부터 경과된 가상시간 측정(페이지 참조 카운터를 유지할 경우 가능) 경과 시간이 정의된 임계치 보다 작을 경우 해당 프로세스의 적재 집합에 한 페이지 추가. 그렇지 않을 경우 사용비트가 0인 모든페 이지를 적재집합에서 제거시켜 적재집합 축소(제거되지 않은 페 이지의 사용비트는 모두 0으로 설정) 주요 단점 작업집합이 전이되는 과도 기간에 적재집합을 효과적으로 제어하 지못함 가상메모리 운영체제의 가상메모리 관리 정책 VSWS 정책 적재 집합(Working Set) 관리 VSWS (Variable-interval Sampled Working Set) 정책 샘플링 간격 설정하여 샘플링 기간 시작할 때 적재집합 내 모든 페이지의 사용비트를 0으로 설정하고, 샘플링 기간이 끝난 후 사용비트 0인 페이지 제거 샘플링 기간 중 페이지폴트 발생시 새로운 페이지를 작업집합에 추가 페이지폴트 증가시 샘플링 간격을 줄여 사용되지 않은 페이지 제거 가속 화 : 샘플링 기간 설정 인자 M(샘플링 간격의 최소 기간), L(샘플링 간격의 최대 기간), Q(샘플링 간에 발생이 허용된 페이지폴트의 회수) 사용 샘플링 간격 설정 방법 최종 샘플링으로부터 경과된 가상시간이 L에 이르면, 프로세스를 보류시 키고 사용비트들을 살펴본다. 가상시간 L이 지나기 전에 Q개의 페이지폴트가 발생했을 때, 최종 샘플링 이후 경과된 가상시간이 M보다 작으면, 경과된 가상시간이 M 이 될 때까지 기다려 해당 프로세스를 보류시키고 사용비트들을 살펴본다. 최종 샘플링 이후 경과된 가상시간이 M 보다 크거나 같으면, 프로세스를 보류 시키고 사용비트들을 살펴본다. 가상메모리 54

28 8.2 운영체제의 가상메모리 관리 정책 클리닝 정책(Cleaning Policy) 변경된 페이지들 중 어떤 것을 보조기억장치에 기록할 것 인지 결정하는 정책(반입정책과 상반된 정책) 요구클리닝(demand cleaning): 교체될 때 기록 선클리닝(precleaning): 교체되기 전에 기록(일괄 기록 가능) Second Chance 알고리즘과 접목할 경우 효과적 변경된 페이지가 교체 후보로 선택되면 변경리스트에 연결시킨 후, 주기적으로 일괄 기록한 후 비변경리스트로 이동 새로운 페이지 반입시, 비변경리스트 상의 프레임을 할당하여 적재 (주기적으로) 기록되기 이전에 (운 좋게도) 참조될 경우 기록/적재 없이 재활용 가능 페이지 교체 시 비변경리스트 상의 프레임을 이용하므로, 교체 당 시 기존 페이지의 기록작업은 없음. 가상메모리 운영체제의 가상메모리 관리 정책 부하제어(Load Control) 주기억장치에 적재될 프로세스 수 결정 메모리에 적재된 프로세스의 수가 너무 적으면 프로세스 모두가 블록 상태가 되어 스와핑에 많은 시간 소요 메모리에 적재된 프로세스의 수가 너무 많으면 각 프로세스의 적재집합을 구성하는 평균 페이지 수가 불충분해 져 잦은 페이지폴트를 유발하게 되고, 궁극적으로 스레싱 발생 가상메모리 56

29 8.2 운영체제의 가상메모리 관리 정책 부하 제어 다중프로그래밍의 효과 가상메모리 운영체제의 가상메모리 관리 정책 부하 제어 다중프로그래밍 수준 조절 작업집합(working set)/pff 적재집합이 충분히 갖추어진 활성프로세스만 수행을 허용하므로, 그 관리 과정에서 자동/동적으로 활성프로세스의 수 결정 L=S 규범(criterion) 폴트간 평균시간 L과, 페이지 폴트 처리에 필요한 평균 서비스시 간 S가 일치되게 50% criterion 페이징 장치의 활용도가 50%로 유지되게 클록 정책의 변형 바늘 의 스캔 속도가 너무 빠르면 다중프로그래밍 차수를 낮추 고, 너무 느리면 높이는 방법 적용 가상메모리 58

30 8.2 운영체제의 가상메모리 관리 정책 부하 제어 프로세스 보류 다중프로그래밍의 차수를 낮추기 위해 어떤 프로세스를 보 류(suspension)시킬지 결정 보류 대상으로 고려할 만한 프로세스 최저 우선순위 프로세스: 스케줄링 정책과 일관성 유지 폴트 발생 프로세스: 작업집합 적재 가능성이 적어 보류 시 입게 될 손해도 최소일 가능성(직접적 유익: 바로 블록될 프로세스를 블록시키는 것이므로, 페이지 교체나 입출력 비용 절감) 가장 최근에 활성화된 프로세스: 작업집합 확보 가능성 최소 최소 적재집합을 가진 프로세스: 미래의 재적재 비용을 최소화하 지만, 지역성이 강한 프로세스에게 불리 가장 큰 프로세스: 가장 많은 가용 프레임 확보, 추가 보류의 필요 성감소 잔여 수행 윈도우가 가장 큰 프로세스: 최소 처리시간 우선 (shortest-processing-time-first) time 스케줄링과 일관성 유지 가상메모리 59 UNIX와 Solaris의 메모리 관리(1/3) 가상메모리 60

31 UNIX와 Solaris의 메모리 관리(2/3) 두 바늘 클록 알고리즘 처음 적재된 페이지의 참조 비트는 0, 참조될 때 1 선행바늘(fronthand) 은 프 레임들을 스캔하면서 각 페 이지의 참조비트를 0으로 만들고, 어느 정도 의 시간 이지난후, 후행바늘 (backhand) 이 동일 페이지 들을 스캔하면서 참조비트 값조사 참조비트 값이 1인 프레임 은 교체 대상에서 제외하고, 0이면 해당 페이지를 반출 될 페이지들의 리스트로 이 동 가상메모리 61 UNIX와 Solaris의 메모리 관리(3/3) Lazy buddy system algorithm 특정 크기의 블록에 대한 요구량이 시간 상으로 완만하게 변 함으로 분할과 통합 을 늦춘다. 가상메모리 62

32 LINUX 메모리 관리(1/2) LINUX 가상메모리 방식에서의 주소변환 가상메모리 63 페이지 할당 LINUX 메모리 관리(2/2) 페이지 반입/반출 효율 높이기 위해 연속된 페이지 블록들을 연속 된 프레임에 사상 페이지교체 알고리즘(Least Frequently Used 정책 범주) 각 페이지에 대해 8비트 변수 age 설정 참조될 때 age 값 증가, 주기적으로 전체 페이지 스캔하며 감소 age 값이 적을수록 보다 적합한 교체 후보 커널 메모리 할당 페이지 할당: 버디 알고리즘을 이용해 페이지 배수 크기 할당 슬랩 할당(slab allocation): 할당된 페이지 내에 작은 메모리 블록 (chunks)을 수용하기 위해 도입. 버디 알고리즘과 유사하게 분할/ 통합하며, 블록 크기 별로 연결리스트 유지 가상메모리 64

33 디폴트 가상주소공간 2G 사용자공간 2G 시스템공간 사용자공간을 구성하는 페이지들의 상태 가용(available): 현재 사용되지 않는 페이지 예약(reserved): 예약 (페이징 파일 상의 공 간은 할당되지 않음) 된 연속 페이지들의 집 합 위탁(committed): 페이 징 파일상에공간이 설정된 페이지 Windows 메모리 관리 가상메모리 65 하드웨어와 제어 구조 지역성, 가상메모리 페이징 요약 주소변환, 페이지 테이블, 계층적 페이지 테이블, 역 페이지 테이블, TLB 세그먼테이션 주소변환, 세그먼트 테이블, 페이징과 세그먼테이션의 결합, 보호와 공유 운영체제 소프트웨어 페이지 반입, 배치, 교체 정책 페이지교체 알고리즘 FIFO, Optimal, LRU, Clock 적재집합관리, 클리닝 정책, 부하제어 Unix, Solaris, Linux, Windows의 메모리 관리 가상메모리 66

Microsoft PowerPoint - o8.pptx

Microsoft PowerPoint - o8.pptx 메모리보호 (Memory Protection) 메모리보호를위해 page table entry에 protection bit와 valid bit 추가 Protection bits read-write / read-only / executable-only 정의 page 단위의 memory protection 제공 Valid bit (or valid-invalid bit)