가상 메모리

1. 8 가상 메모리

2. 학습목표 • 가상 메모리의 개념과 요구 페이징의 장단점을 살펴본다. • 페이지 대치 알고리즘 등 가상 메모리에 필요한 여러 알고리즘에 대해 배운다. • 가상 메모리를 사용할 때 고려해야 할 사항에는 무엇이 있는지 확인한다. • 내용 • 가상 메모리의 개념 • 요구 페이징 • 페이지 대치 알고리즘 • 프레임 할당 알고리즘 • 프로세스 적재 정책 • 기타 고려 사항

3. 1. 가상 메모리의 개념 • 가상 메모리의 등장 배경 • 가상 메모리(Virtual Memory) • 1960년 영국 맨체스터 대학교에서 제작된 아틀라스 컴퓨터 시스템에서 처음 등장. • 메인 메모리보다 용량이 큰 기억 공간에 주소지정이 가능한 메모리 관리 기법. • 메인 메모리에서 사용자와 논리 메모리를 물리적으로 분리, 프로그래머에게 가상에 메모리를 제공함. • [그림 8-1] 메모리 계층 구조. - 페이징 시스템으로 가상 메모리 시스템을 구현. - 메인 메모리를 보다 효율적으로 사용할 수 있어 더 많은 작업을 메모리에 적재 가능. - 사용자(프로그래머)에게 메인 메모리의 제한된 용량 사용과 중첩 사용 문제를 해결해 줌. [그림 8-1] 메모리 계층 구조

4. 1. 가상 메모리의 개념 • 동시에 실행되지 않는 프로그램의 특징을 이용. • 실제로 프로세스를 실행하는 데 꼭 필요한 부분만 메인 메모리에 저장, 나머지는 2차 기어장치(디스크)에 저장함. • [그림 8-2] 가상 메모리 공간에 있는 프로세스 항목이 2차 기억장치에 분산 적재된 후 프로세스 실행에 따라 메인 메모리로 이동한 결과. [그림 8-2] 실행 중인 프로세스 항목이 2차 기억장치에서 메인 메모리로 이동 • 가상 메모리 관리 기법의 운영 가능한 이유. • 실제적으로 모든 프로그램이 항상 동시에 사용되지 않음. • 아래의 현상을 적절히 활용. • - 예외적인 오류 조건을 처리하는 오류 코드 루틴의 경우, 자주 필요하지 않으며 발생하지 않을 수 있음. • - 행렬(배열), 리스트, 테이블 등의 크기는 실제로 사용된 크기보다 정의된 크기가 항상 클 수 있음. • - 문서 편집기(Text Editor)에서 자주 사용되지 않는 메뉴인 복사, 붙이기, 잘라내기, 삽입 등은 실제로 선택한 한 개의 메뉴만 적재, 나머지는 메모리에서 내보내도 됨.

5. 1. 가상 메모리의 개념 • 장단점. • 장점. - 프로그래밍 작업이 쉬우며, 공간의 제약이 없으므로 중첩을 작성할 필요가 없음. - 공간이 부족해도 부분 적재가 가능하여 많은 작업을 실행할 수 있어 프로세서의 이용률과 처리율 향상. • 단점. - 메모리와 디스크 공간 사이의 이동량 증가에 따른 교체 공간의 확보. - 어느 시기에 어느 페이지를 적재하고 다시 복귀시킬 것인가에 대한 페이징 알고리즘의 결정. - 페이지 부재에 대한 처리 방안 요구. • 실행 중인 프로세스의 참조 주소와 메인 메모리에서 사용하는 주소가 분리되어야 함. • 사상(Mapping) : 가상 주소를 실제 물리적 주소로 변환하는 과정. - 변환 함수로 표시하며 속도가 느리면 시스템 성능이 떨어짐. • 프로그램 주소 공간(가상 주소)을 V, 메인 메모리 공간(실제주소)을 R이라 할 경우 사상(F)에 의해 가상 메모리는 아래와 같이 정의됨.

6. 1. 가상 메모리의 개념 • [그림 8-3] 가상 주소 V가 메인 메모리 R에 적재되어 있는 경우. [그림 8-3] 가상 기억 공간과 실제 주소 공간의 사상 • 동적 주소 변환(DAT, Dynamic Address Translation) 기법. • 인위적 연속성 성질을 가지므로 프로세스의 가상 주소 공간에 있는 연속적인 주소를 물리 주소공간에 연속적으로 저장할 필요 없음. - 인위적 연속성 : 가상 주소 공간상의 연속적인 주소가 메인 메모리에서 연속적일 필요 없음. • 사용자는 프로그램과 데이터의 적재 위치를 고려할 필요 없음. - 중첩 관련 작업 수행이 필요 없으며, 하드웨어 구조와 상관없이 알고리즘의 효율성과 프로그램 구조를 고려함. [그림 8-4] 동적 주소 변환(DAT)

7. 1. 가상 메모리의 개념 • 메인 메모리 공유를 위해 메모리 관리 기법 활용. • 여러 사용자가 메인 메모리 공유를 위해 메인 메모리보다 큰 보조기억장치에 데이터나 프로그램을 저장, 유지할 수 있는 방법 필요. • [그림 8-5] 2단계 메모리 관리 기법. - 단계 1 : 프로세스가 수행되고 참조 데이터를 저장하는 1차 기억 장소인 메인 메모리. - 단계 2 : 제한된 메인 메모리에 들어갈 수 없는 데이터를 저장하는 디스크와 같은 대용량의 2차 기억 장치. [그림 8-5] 2단계 메모리 관리 기법

8. 1. 가상 메모리의 개념 • 블록 사상 • 블록 단위로 처리. • 사상이 Byte, Word단위로 이루어질 경우 주소 사상 테이블(Address Mapping Table) 유지를 위한 정보량이 커짐. • 사상 정보의 양(테이블)을 줄이기 위해 주소를 블록 단위로 처리. - 블록은 가상 메모리의 분할 단위로, 블록의 크기가 일정하면 블록을 페이지라 하며 블록화 방법을 페이징 기법이라 함. - 블록의 크기가 다를 경우 세그먼트라 하며 세그먼테이션 기법이라 함. • [그림 8-6] 가상 메모리와 보조기억장치(디스크)와의 사상. - 시스템이 블록의 위치만을 유지하고 추적하므로 효율적인 관리 가능. - 블록의 평균 크기가 클수록 주소사상의 정보의 양(테이블 크기)은 적어지나, 내부 단편화로 인한 2차 기억장치와 메인 메모리 주소사상 시간이 더 요구될 수 있음. [그림 8-6] 실제 메모리를 확장한 가상 메모리

9. 1. 가상 메모리의 개념 • 블록 가상 시스템은 2차원적 주소체계를 가짐. [그림 8-7] 블록사상 시스템에서의 가상 주소체계 • [그림 8-8] 프로세스 실행 동안 가상 주소 V=(b, d)로부터 메모리 주소 r로 변환되는 과정. - 시스템은 메모리에 각 프로세스의 블록 사상 테이블을 유지함. - 시작점 레지스터(Block Table Origin Register)에는 메모리 주소 a가 들어 있음. - 블록 사상 테이블의 항목은 블록번호(b)와 프로세스의 블록사상테이블의 기준 주소(a)를 더하여 메모리의 주소 b’을 얻음. - 변위 값을 더하여 실제 메모리 주소는 r= b’ + d로 계산되며, b’는 실제 메모리 주소 a + b의위치에 있는 블록사상테이블의 셀에 저장됨. [그림 8-8] 블록 사상을 통한 가상 주소 변환

10. 1. 가상 메모리의 개념 • 가상 주소와 테이블 항목 • 가상 주소는 순서를 가지는 쌍 V=(p, d)표시, 페이지 번호와 페이지 변위로 구성. • 16bit의 가상 주소가 1KB(=1024byte) 크기의 페이지를 사용할 경우. - 가상 주소 1502(0000 0101 1101 1110)의 경우 최하위 bit 10개는 페이지 변위(0111011110), 최상위 bit 6개(000001)는 페이지 번호(프레임)를 나타냄. • 32bit의 논리 주소와 4KB(=212) 크기의 페이지를 사용할 경우. - 페이지 변위는 12bit(4KB=212), 페이지 프레임 번호는 20bit를 사용, 220(1,048,576)개의페이지 테이블 항목(프레임)으로 구성됨. - 페이지 테이블은 항목 당 4byte(32bit) 크기를 유지함. • 페이지는 블록 단위로 디스크에서 메인 메모리로 옮겨져 메인 메모리의 한 블록(페이지 프레임)에 자리 잡음. • 메인 메모리는 가상 페이지와 같은 크기의 페이지 프레임들로 분할. • 페이지는 사용 가능한 어떤 페이지 프레임에도 들어갈 수 있음.

11. 1. 가상 메모리의 개념 • [그림 8-9] 페이지 테이블 항목 구성. • 제어비트와 프레임 번호로 구성됨. [그림 8-9] 페이징 시스템에서의 가상 주소와 페이지 테이블 항목 • 페이지 테이블 항목(PTE, Page Table Entry)의 제어비트. - P플래그 : 참조 페이지의 메인 메모리 저장 여부. - R/W플래그 : 쓰기/읽기 액세스 권한 포함. - U/S플래그 : 사용자/슈퍼사용자에 대한 페이지(페이지 테이블) 액세스 권한 포함. - PWT, PCD플래그 : 하드웨어 캐시에 의한 페이지(페이지 테이블) 처리. - A플래그 : 페이지 프레임에 따른 페이징 단위 주소 적용. - D(M)플래그 : 페이지 수정 여부. - PAT플래그 :페이지 테이블 속성 색인. - G프래그 : 페이지 테이블 항목 적용. - 나머지 bit는 시스템 프로그래머 사용 가능.

12. 1. 가상 메모리의 개념 • [그림 8-10] 가상(논리) 주소에서 물리 주소로 변환 과정. • 가상 주소의 페이지 번호(0x2)를 페이지 테이블에서 색인, 프레임 번호 (0x8)을 얻음. - 현재 참조하고 있는 페이지가 메인 메모리에 있는 경우 프로세스 수행 불가능. • 프레임 번호(0x8)와 페이지 변위에 접속, 메인 메모리의 주소(물리 주소)를 구함. • 페이지 프레임 번호가 {1, 2, … n}이라 가정하면, 실제 메모리 주소 r(=프레임 번호ⅹ페이지 크기 + d)로 나타냄. - 실제 물리 메모리 주소는 페이지 프레임 번호와 페이지 크기를 곱한 결과. [그림 8-10] 페이징 시스템에서의 가상 주소 변환

13. 2. 요구 페이징 • 요구 페이징 기법 • 스왑 기법을 사용하는 페이징 시스템과 비슷함. • 프로그램을 실행하기 위해 프로그램의 일부만을 메인 메모리에 적재. • 순차적으로 작성되어 있는 프로그램의 일부(모듈)을처리할 때 다른 부분은 실행되지 않는다는 사실을 이용함. • 오류 처리 루틴의 실행 과정, 과도한 공간 확보, 모듈의 일부 처리 시 발생. - 오류 처리 루틴의 실행 과정 : 일부 오류 발생 시 해당 오류 처리 루틴만이 필요하고, 나머지 루틴은 디스크에 저장. - 과도한 공간 확보 : 배열 선언. • 프로세스는 디스크에 저장되었다가 수행될 때, 직접 적재하지 않고 지연 교환기(Lazy Swapper)를 사용해 메인 메모리에 적재함. - 페이지 요구가 있을 때 요구 페이지를 메모리에 교체, 동시에 모든 페이지를 교체하지 않음. - 사용되지 않는 페이지를 메모리에 읽어 들이는 것을 예방, 교체시간, 기억 공간 감소 및 다중 프로그래밍 정도를 증가시킴. [그림 8-11] 연속된 디스크 공간에 교체시킨 페이지화된 메모리

14. 2. 요구 페이징 • 요구 페이징의 기본 개념 • 타당-비타당을 나타내는 bit를 페이지 테이블의 각 항목에 추가함. • [그림 8-12] 타당/비타당 비트가 추가된 페이지 테이블. - 타당 비트(v)로 설정된 경우 해당 페이지가 물리적 메모리에 있음을 의미함. - 비타당 비트(i)로 설정된 경우 페이지는 보조기억장치(디스크)에 있음을 의미함. - 저장되지 않은 페이지 사용 시 페이지 부재(Page Fault) 발생하며, 이때 액세스 방지를 위해 타당/비타당 비트를 이용하여 처리함. [그림 8-12] 타당/비타당 비트가 추가된 페이지 테이블

15. 2. 요구 페이징 • 비타당 비트. • 프로그램이 비타당 비트로 표시된 페이지에 액세스 하지 않는 경우 실행에 영향을 주지 않음. • 프로그램이 액세스하는 경우 페이지 부재로 운영체제에 트랩 발생. - 무효 주소에 의한 오류. • 페이지 부재. • [그림 8-13] 페이징 시스템의 페이지 부재. - 프로세서에 의해 생성되니 가상(논리) 주소 V=(p, d)에서 페이지 번호(p)는 주소번역(페이지 테이블 레지스터)과정을 통해 페이지 테이블에서 해당 페이지 테이블 항목에 접속. - 메모리에 지정된 프레임의 저장 여부 확인. - 지정된 프레임 페이지가 저장되어 있지 않는 경우 프레임 번호와 변위 결합, 물리주소 생성. - 페이지 부재로 해당 페이지(프레임)가 디스크에 저장되어 있음을 의미하므로 명령 재시작. [그림 8-13] 페이징 시스템의 페이지 부재

16. 2. 요구 페이징 • [그림 8-14] 페이지 부재 처리 과정. ① 프로세스 제어 블록에 있는 내부 테이블 검사, 프로세스 참조가 메모리 액세스에 타당한지부당한지 결정함. ② 프로세스 참조가 무효화될 경우 프로세스는 중단. 프로세스가 유효한 참조이나 페이지를 가져오지 않은 경우 페이지를 가져옴. ③ 비어있는 프레임 리스트 중 하나를 선택. ④ 할당된 프레임에 요구된 페이지를 읽어 들이기 위해 디스크 동작을 스케줄함. ⑤ 요구된 페이지가 메모리에 있다는 것을 알리기 위해 페이지 테이블을 수정. ⑥ 주요 트랩에 의해 인터럽트된 명령어들을 다시 시작. [그림 8-14] 페이지 부재 처리과정

17. 2. 요구 페이징 • 순수 요구 페이징. • 요구가 계속될 때까지 페이지를 메모리에 들여놓지 않는 방법. - 메모리에 실행할 프로세스의 페이지가 없어도 프로세스는 수행을 시작할 수 있음. - 프로세스는 최소의 명령으로 페이지 부재를 일으킴. - 페이지가 메모리로 들어온 후, 프로세스는 수행을 계속하면서 수행에 필요한 모든 페이지가 메모리에 적재될 대까지 필요할 때마다 페이지 부재를 발생시킴. - 수행에 필요한 모든 페이지가 메모리에 적재되면 프로세스는 더 이상 페이지 부재를 발생시키지 않고 수행을 계속함. • 장단점. • 장점. - 다중 프로그래밍의 정도를 증가시키고 액세스되지 않은 페이지를 로드 하지 않아 메모리가 절약됨. - 프로그램을 시작할 때 적재(로딩) 지연이 적음. - 적은 수의 페이지를 읽으므로 초기 디스크 오버헤드가 적음. - 보호 오류를 페이지 오류로 사용 가능하므로 페이징에 필요한 별도의 하드웨어 지원 불필요함. - 적재된 페이지들 중 하나가 수정될 때까지 페이지들은 여러 프로그램에 의해 공유되므로 공유 페이지 (코드 공유) 기술은 보다 많은 자원 절약 가능. - 프로그램을 실행할 충분한 메모리가 없는 시스템에서도 대용량 프로그램을 실행 가능하며, 프로그래머는 이전 중첩(오버레이) 기법보다 쉽게 구현 가능함.

18. 2. 요구 페이징 • 단점. - 개별 프로그램들은 페이지에 처음 액세스할 때 약간의 지연이 발생함. - 프리 페이징은 마지막으로 수행한 몇 개의 페이지를 미리 불러오는 방법으로 성능을 향상시킴. - 낮은 비용, 낮은 성능의 시스템에 실행되는 프로그램은 페이지 대체를 지원하는 메모리 관리 장치가 없음. - 메모리 관리(페이지 교체)가 복잡함. • 페이지 성능 • 요구 페이지된 메모리의 유효액세스시간. • 메모리 액세스시간(Ma)은 대부분 10~ 200ns(Nano Second). • 페이지 부재가 발생하지 않는 경우 유효액세스시간은 메모리액세스시간과 동일함. • 페이지 부재 발생 시 보조기억장치에서 관련 페이지를 읽은 후 요구된 단어에 액세스하여 더 많은 시간이 소요됨. • 페이지 부재의 확률이 p라고 가정함(0 ≤ p ≤ 1). - p는 0에 매우 가까운, 약간의 페이지 부재율이 있다고 가정함.

19. 2. 요구 페이징 • 페이지 부재 시간 계산. • 유효액세스시간 계산을 위해 페이지 부재시간을 계산하여야 함. • 페이지 부재 시에 처리하는 인터럽트 처리시간과 페이지 교체시간, 프로세스 재시작 과정이 필요함. - 인터럽트 처리 및 프로세스 재시작 과정은 수백 개의 명령어로 구성, 짧은 시간 (약 1~1000microsecond 범위)에 처리 가능. - 페이지 교체시간은 디스크의 헤드 이동에 따른 탐색시간(5millisecond-ms)과 지연시간(3ms), 전송시간(0.05ms) 등으로 대략 8ms로 예상됨. - 소프트웨어와 하드웨어 시간을 포함한 총 페이지부재시간 처리는 약 8ms임. • 평균 페이지부재 처리시간이 8ms이며, 메모리 액세스시간이 200ns일 경우.

20. 2. 요구 페이징 • 유효액세스 시간 감속. • 유효액세스시간은 페이지 부재율에 비례함. • 1,000개 중 한 개의 액세스에 페이지 부재 발생 시 유효액세스시간은 8.2(8199.8ns)microsecond. • 요구 페이징으로 인해 유효액세스시간은 40배(메모리 액세스시간은 200ns) 감속됨. • 유효액세스시간을 10% 미만으로 감속, 메모리 액세스시간을 220ns보다 적게 유지하기 위한 조건. • 페이징으로 인한 감속을 적당한 수준에서 유지하기 위해 399,990(=1/0.00000250006250)번중 한 번의 메모리 액세스가 페이지 부재 발생율 보다 더 낮은 비율로 발생해야 함. ※ 페이지 부재율이 높을 경우 유효액세스시간이 증가하며, 프로세스 수행시간이 늦어짐. ※ 대부분의 페이지가 처음 참조될 때 부재가 발생하고 이후에는 메모리에 저장되어 있어 페이지 부재율이 발생하지 않을 수 있음.

21. 2. 요구 페이징 • 페이지 대치 • 페이지 대치의 필요성. • [그림 8-15] 페이지 대치의 필요성. - 프로그램 카운터(PC)에 의해 사용자 1의 페이지 M을 적재하면 물리적 메모리에 비어있는 프레임이 없음을 발견. - 사용자 2의 페이지 B는물리적 메모리에 적재할 수 없음. [그림 8-15] 페이지 대치의 필요성

22. 2. 요구 페이징 • 페이지 대치 기법. • 페이지 방식을 취하는 가상 메모리에서 페이지 부재 발생 시 메인 메모리에 있으면서 사용되지 않는 페이지를 없애고 새로운 페이지로 변경. • 아래와 같은 방식으로 액세스 됨. ① 비어 있는 프레임이 없다면 현재 사용하지 않는 프레임(희생자)을 찾음. 사용하지 않는 프레임이 있는 경우 발견한 프레임을 비우기 위해 프레임의 내용을 보조기억장치(디스크)에 저장. ② 페이지가 메모리에 더 이상 존재하지 않는다는 것을 알려주기 위해 페이지 테이블을 변화(비타당 비트로 전환)시킴으로써 프레임이 비게 됨. ③ 원하는 페이지(f)를 디스크로부터 읽어 프레임에 저장. ④ 새로운 페이지(f)를 위하여 페이지 테이블을 수정함. [그림 8-16] 페이지 대치

23. 1. 가상 메모리의 개념 • 프로그램에 의해 빈 프레임은 부재된 페이지 수용을 위해 사용됨. • 페이지 부재 서비스 루틴은 페이지 대치를 포함하도록 수정됨. • 페이지 대치 과정. ① 디스크에서 요구한 페이지의 위치 확인. ② 빈 프레임을 찾음. - 빈 프레임이 발견되면 빈 프레임을 사용. - 빈 프레임이 발견되지 않으면 희생 프레임 선정을 위해 페이지 대치 알고리즘 사용. - 희생 페이지는 디스크에 기록, 페이지와 프레임 테이블을 수정함. ③ 요구된 페이지를 읽어 들이고 페이지와 프레임 테이블을 수정. ④ 사용자 프로세스를 시작함. • 페이지 부재로 인한 페이지 대치 과정은 페이지 부재 처리 시간이 증가하는 결과를 가져와 액세스 시간이 증가하므로 시스템에 부담이 됨. - 페이지 두 개가 이동(하나는 나오고 하나는 들어감). - 수정된 비트를 활용하여 부담을 감소시킬 수 있음. • 페이지 대치는 요구 페이징의 기본 요소로논리적 공간과 실제 메모리 공간을 완벽히 분리해주므로 프로그래머는 실제 메모리에서 매우 큰 가상 메모리(디스크)를 제공할 수 있음.

24. 3. 페이지 대치 알고리즘 • 페이지 부재와 프레임 개수 • 참조 문자열을 이용한 페이지 부재 횟수와 프레임 개수와의 관계. • 참조문자열은 메모리를 참조하는 페이지를 의미함. • 프레임 수가 증가하면 페이지 부재수가 감소함. - 위의 참조 문자열에 대해 세 개 또는 그 이상의 프레임을 가진 경우, 총 3번의 페이지 부재 발생. - 한 프레임만 이용할 수 있는 경우 각 참조마다 페이지 대치가 필요하며 결과적으로 11번의 부재 발생. • [그림 8-17] 페이지 부재와 프레임 개수 그래프. - 프레임 수가 증가함에 따라 페이지 부재의 수가 최소한도의 수준으로 내려감. [그림 8-17] 페이지 부재와 프레임 개수

25. 3. 페이지 대치 알고리즘 ※ 페이지 대치 알고리즘을 확인하기 위해 아래 참조 문자열을 프레임이 3개인 메모리에 사용함. • 선입선출(FIFO, First-In-First-Out) 대치 알고리즘 • 각 페이지가 메모리 안으로 들어간 시간을 이용. • 가장 오래된 페이지부터 우선 대치시킴. • 페이지 부재 발생 시, 즉 제거해야 할 페이지 선택 후 보조기억장치로 이동교체시키고 페이지 테이블의 타당/비타당 비트를 변경함. • 새로운 페이지에 대한 페이지 테이블 항목 변경 후 FIFO큐의 마지막 위치에 삽입. [그림 8-18] 선입선출(FIFO) 대치 알고리즘

26. 3. 페이지 대치 알고리즘 • 선입선출 큐(FIFO Queue)에 의해 메모리의 모든 페이지가 관리됨. • 큐의 헤드부분에 있는 페이지를 먼저 대치함. • 큐에 있는 페이지가 메모리로 들어갈 때 큐의 끝 페이지가 삽입. • 큐의 크기는 사용 가능한 메모리 프레임의 수에 해당됨. • [그림 8-19] 선입선출(FIFO) 대치 알고리즘의 실행 - 세 개의 프레임을 사용할 수 있다 가정하고 앞의 참조 문자열을 실행, 페이지 부재는 15번 발생함. [그림 8-19] 선입선출(FIFO) 대치 알고리즘의 실행 ※ 알고리즘의 이해가 쉽고 프로그램의 작성이 쉬움.

27. 3. 페이지 대치 알고리즘 • 문제점. • 벨레디의 변이(Belady’s Anomaly) 발생. - 할당되는 프레임의 수가 증가해도 페이지 부재율이 증가하는 현상. - 이로 인해 최적 페이지 대치 알고리즘을 추구하는 경향 발생. • 아래의 참조 문자열을 적용하여 문제점 확인. [그림 8-21] 벨레디의 변이 현상 [그림 8-20] 프레임별 실행결과

28. 3. 페이지 대치 알고리즘 • 최적(Optimal) 페이지 대치 알고리즘 • 모든알고리즘 중 페이지 부재율이 가장 낮음. • ‘앞으로 가장 오랜 기간 동안 사용하지 않을 페이지를 대치하라’는 사상을 표현. • 고정된 프레임 수에 대해 가능한 가장 낮은 페이지 부재율이 보장됨. • [그림 8-22] 최적 페이지 대치 알고리즘. - 앞의 참조 문자열을 적용한 경우, 총 9번의 페이지 부재가 발생함. [그림 8-22] 최적 페이지 대치 알고리즘 ※ 현실적인 구현이 어려우며, 비교 연구를 위해 주로 사용됨. - 참조 문자열이 언제 사용될 것인가에 대한 정확한 정보를 요구함.

29. 3. 페이지 대치 알고리즘 • 최근 최소사용(LRU, Least Recently Used) 알고리즘 • 과거의 데이터를 이용, 미래를 예측하기 위한 통계적 개념. • 메모리의 지역성을 이용한 알고리즘으로 각 페이지에 마지막으로 사용된 시간을 연관시킴. • 페이지 대치 시, 오랫동안 사용하지 않은 페이지를 선택. - 시간적으로 거꾸로 찾는 최적 페이지 대치 알고리즘이라 할 수 있음. • [그림 8-23] 최근 최소사용(LRU) 알고리즘. - 앞의 참조 문자열 적용 시, 12번의 페이지 부재를 일으킴. - 처음 5번의 부재 처리 과정은 최적 대치 알고리즘과 같으나, 이후 페이지 4에 대한 참조가 일어날 때 메모리 속 페이지 중 가장 늦게 사용한 페이지 2를 선택하여 대치함. - 만약 페이지 2에 부재 발생 시, {0, 3, 4} 중 가장 늦게 사용한 페이지 3으로 대치함. [그림 8-23] 최근 최소사용(LRU) 알고리즘 ※ 알고리즘의 구현을 위해 하드웨어 지원이 필요함. ※ 프레임(페이지)이 마지막에 사용된 기간을 이용, 정의되는 순서 결정을 위해 계수기 또는 스택을 사용하는 두 가지 방법으로 구현 가능함.

30. 3. 페이지 대치 알고리즘 • 계수기를 이용한 순서 결정 방법. • 각 페이지 테이블 항목과 사용시간 레지스터를 연관, 프로세서에 논리 클록이나 계수기를 덧붙여 프레임의 순서 결정. - 페이지에 대한 참조가 있을 때마다 클록은 증가함. • 클록 레지스터의 내용은 페이지의 해당 페이지 테이블에 있는 사용시간 레지스터에 복사되어 각 페이지의 최소 참조에 대한 시간을 가짐. - 가장 작은 시간 값을 가진 페이지는 대치됨. • 페이지 탐색과 페이지 테이블의 변화 과정을 유지해야 하는 부담을 고려해야 함. • 스택을 이용한 순서 결정 방법. • 순서 결정을 위해 페이지 번호를 스택(Stack)에 넣어 관리. • 페이지가 참조될 때마다 페이지 번호를 스택의 꼭대기(Top)에 둠. - 꼭대기에 있는 페이지 번호는 가장 최근 사용한 페이지가 되며, 밑바닥(Bottom)에 있는 페이지 번호는 가장 늦게 사용한 페이지가 되어 페이지 부재 시 교체됨. • 필드 비교, 업데이트, 계수기 등의 처리 과정은 생략되나, 스택의 중간에서 항목을 가져오므로 이중 링크의 조작이 필요하여 오버헤드를 증가시킬 수 있음. - 헤드와 꼬리 포인터를 가진 이중 연결리스트를 사용하여 해결 가능. - 탐색시간을 감소시킬 수 있음.

31. 3. 페이지 대치 알고리즘 • [그림 8-24] 최근의 페이지를 참조한 스택. - a이전의 스택 정보는 꼭대기에 가장 최근에 사용한 페이지 2가 있으며, 밑 바닥에는 가장 오래 전에 사용한 페이지 4를 유지하고 있음. - b이전의 스택에서는 꼭대기에 있는 페이지가 최근 사용한 페이지 7로 교체됨. [그림 8-24] 최근의 페이지를 참조한 스택

32. 3. 페이지 대치 알고리즘 • 최근 최소사용 근접 알고리즘 • 시스템은 하드웨어의 지원 대신 참조 비트(Reference Bit)의 형태로 지원. • 처음 모든 bit는 0으로 초기화한 후 사용자 프로세스가 수행될 때 참조된 각 페이지와 관련된 bit를 1로 변환, 어느 페이지가 사용되었는지 조사하여 확인 가능. • 부분적인 순서 정보를 활용하여 최근 최소사용 알고리즘에 근사하게 대치 가능한 알고리즘 구현 가능. • 부가된 참조비트 알고리즘. • 각 페이지에 8bit(1byte) 정보에 일정한 간격으로 참조 비트를 기록. • 8bit Shift Register를 이용하여 순서 정보를 얻음. - 각 페이지에 대한 참조비트(1)를 최상위 bit(8bit위, 가장 왼쪽)로삽입 이동하고 나머지 bit들은 한 비트씩 오른쪽으로 이동시켜 가장 낮은 자리 bit는 제거함. • 8bit Shift Register는 최근 8번의 기간 동안 페이지 사용의 기록 정보를 유지함. - Shift Register의 값이 ‘00000000’인경우 8번의 기간 동안 단 한 번도 사용되지 않음을 의미함. - ‘11000100(19610)’은 ‘01110111(11910)’보다 최근 사용되었음을 의미함.

33. 3. 페이지 대치 알고리즘 • [그림 8-25] 부가된 참조비트 예. - ‘00001011(11)’이 가장 사용빈도가 낮아 페이지 대치 대상임. [그림 8-25] 부가된 참조비트 예 • 8bit를 부호 없는 정수로 해석할 경우 가장 낮은 bit를 가진 페이지는 최근 최소사용(LRU) 페이지(오랫동안 미사용 페이지)이며, 대치 가능함. • 참조 비트의 내용이 동일한 경우 발생 가능. - 모든페이지 프레임이 갖는 참조 비트의 값이 유일하지 않기 때문에 발생함. • 작은 정수값을 갖는 프레임이 두 개 이상 있는 경우 희생자 선정 시점에서 문제 발생. - 희생자를 선정하지 않는 경우는 문제 없음. - 가장 작은 정수값을 갖는 프레임 모두를 희생자로 선택하거나 FIFO의 원칙에 따라 하나를 희생자로 선택함.

34. 3. 페이지 대치 알고리즘 • 시계(2차적 기회 대치) 알고리즘. • 선입선출(FIFO) 대치 알고리즘을 기반으로 함. • 최근 최소사용(LRU) 알고리즘과 성능은 비슷하나 과부하가 적음. - 각 프레임의 사용여부를 나타내는 참조(사용)비트를 추가. - 페이지가 메모리 내의 프레임에 처음 적재되었을 때 1로 설정한 후, 참조될 때마다 다시 1로 설정. - 프레임들은 원형 버퍼(큐)로 구성되고 각각 관련 포인터를 가짐. - 페이지 교체 시 포인터는 교체된 버퍼 다음 프레임을 가리키도록 설정. • 운영체제가 페이지 교체 시기에 참조비트가 0인 프레임을 찾기 위해 원형 버퍼 검색. - 프레임의 참조비트가 ‘1’이면 ‘0’으로 조정하고 현재 시간으로 고침. - 수정한 페이지에 2차적 기회를 주고 다음 검사 시까지 대치시키지 않음. - 모든 사용비트가 1인 경우 각 페이지에 2차적 기회를 주며 포인터는 전체 큐를 한 바퀴 돌 수도 있음. - 처음 시작한 위치에서 중단하고 그 프레임을 교체대상으로 선택. • 모든 bit가 1인 경우 2차적 알고리즘은 선입선출(FIFO)대치와 같아짐. - 사용비트가 1인 프레임을 통과하는 과정을 제외하면 선입선출(FIFO) 대치 알고리즘과 비슷함. - 원형으로 배치된 것처럼 보여 시계 알고리즘이라고 함. [그림 8-26] 시계 페이지 대치 알고리즘

35. 3. 페이지 대치 알고리즘 • [그림 8-27] 간단한 시계 알고리즘의 예. - 메인 메모리 프레임 m개로 구성된 원형 버퍼가 버퍼 내의 페이지 1개를 새로운 페이지 420으로 교체하기 직전의 모습. [그림 8-27] 페이지 대치 이전의 버퍼와 페이지 대치 이후의 버퍼 상태 • 시계 알고리즘에 사용비트 추가 시 더 강력한 대치 알고리즘 작성 가능. - 사용 중인 페이지들은 메인 메모리의 각 프레임과 연관되므로 메인 메모리의 각 프레임의 상태를 나타내는 수정(타당/비타당 비트)를이용. - 해당 프레임이 보조기억장치(디스크)에 저장되었는지 확인 가능함. - 페이지를 가져온 후 수정되지 않았으며 최근에 사용되지 않은 페이지를 찾을 수 있으므로 변경되지 않은 페이지가 우선 교체 대상이 되어 시간을 줄일 수 있음.

36. 3. 페이지 대치 알고리즘 • 최소사용 빈도수(LFU, Least Frequently Used) 알고리즘. • 각페이지마다 참조 횟수에 대한 계수기가 있으며, 가장 작은 수를 가진 페이지를 대치함. - 많이 사용되는 페이지는 큰 참조 횟수 값을 가짐. • 어떤 프로세스의 초기 단계에서 한 페이지가 많이 사용되나 그 후로 다시 사용되지 않을 경우 사용하기 어려움. - 큰 계수를 가진 페이지가 더 이상 필요하지 않음에도 메모리 속에 계속 남음. - 계수기를 어떤 일정한 시간 간격으로 하나씩 오른쪽으로 이동, 지수적으로 감소하는 평균 사용수를 형성하여 해결 가능함. • 최대사용 빈도수(MFU, most Frequently Used) 알고리즘. • 가장작은 계수를 가진 페이지가 방금 들어온 것으로 아직 사용되지 않아, 앞으로 사용할 확률이 높다고 가정하여 대치 페이지 후보에서 제외시킴. • 가장 많이 사용된 페이지(계수가 높은 페이지)를 대치함. ※ LFU, MFU는 구현 시 비용이 많이 들고 최적 페이지 대치에 비해 성능이 떨어져 일반적으로 사용되지 않음.

37. 3. 페이지 대치 알고리즘 • 페이지 버퍼링(Page Buffering). • FIFO같은 성능 저하를 막기 위해 교체 대상으로 선택된 페이지를 즉시 교체하지 않고 잠시 동안 메인 메모리에 유지함. • 포인터 리스트 두 개를 이용, 페이지를 관리하며, 페이지 대치 알고리즘은 FIFO임. • VAX컴퓨터의 VMS, XP, Mach에서 사용된 방식. • [그림 8-28] 페이지 버퍼링 개념. - 수정 안 된 가용페이지 리스트. : 메모리에 적재된 후에 수정된 적이 없는 프레임 리스트로 교체 불필요. - 변경 페이지 리스트 : 메모리에 적재된 후 수정된 프레임의 리스트로 디스크에 재저장해야 하므로 디스크 기록을 대기함. [그림 8-28] 페이지 버퍼링 개념 • 변경되지 않은 페이지 교체 시, 교체된 페이지는 메모리에 남고 페이지 프레임은 가용 페이지 리스트의 끝에 추가됨. • 변경된 페이지 교체 시, 페이지 프레임을 변경 페이지 리스트의 끝에 추가함.

38. 3. 페이지 대치 알고리즘 • 페이지 교체 시. - 페이지 테이블 내에 있는 항목만 삭제되어 가용 페이지 리스트나 변경 페이지 리스트에 놓임. - 포인터 리스트의 각 항목은 재배치되는 프레임의 번호 저장. - 가용 페이지 : 항상 사용 가능한 몇 개의 프레임들을 보유, 페이지를 읽어 들일 수 있는 페이지 프레임의 리스트. • 페이지 읽을 때. - 가용 리스트의 헤드가 가리키는 페이지 프레임(가용 페이지 리스트 상의 첫 페이지)이 사용되고 그 페이지는 없어짐. - 페이지 부재 발생 시 리스트 두 개를 검색, 원하는 페이지가 아직 메모리에 있는 지 검사함. - 메모리에 없으면 가용 페이지 리스트의 첫 번째 프레임에 원하는 페이지 적재. • 프로세스가 페이지를 참조하면 오버헤드 없이 페이지가 해당 프로세스의 작업에 추가 가능하여페이지 부재가 해결됨. • 변경 페이지 리스트에 있는 프레임은 일괄 처리되어, 입출력 연산 횟수가 감소하므로디스크 액세스 시간을 줄여줌.

39. 3. 페이지 대치 알고리즘 • 알고리즘의 비교 분석 • 배르(BAER, 1980년) 발표. • [그림 8-29] 페이지 대치 알고리즘의 비교. - 분석에 사용한 페이지 크기는 256word이며, 프레임 수를 6, 8, 10, 12, 14개로 변경시키면서 실행. - 적은 수의 프레임을 사용할 경우 차이가 크게 나타남. [그림 8-29] 페이지 대치 알고리즘의 비교

40. 4. 프레임 할당 알고리즘 • 단독 사용자 시스템 • 가상 메모리 시스템의 가장 간단한 구조. • 메모리 크기가 128K인 단일 사용자 마이크로컴퓨터 시스템에서(페이지 크기는 1K), 이 중 운영체제가 35K를 차지한다면 남은 95K는 사용자 프로세스를 위해 남음. - 순수 요구 페이징 방법 적용 시, 프레임 93개 모두 사용가능 프레임 리스트에 포함됨. - 사용자가 프로세스 수행을 시작하면 페이지 부재가 발생함. - 93번까지의 페이지 부재는 사용가능 페이지 리스트에서 대기 중인 페이지를 모두 사용하게 됨. - 따라서 94번째 발생한 페이지 부재 해결을 위한 해결 방법 필요함. • 사용가능 페이지가 없을 때, 페이지 부재 해결 방법. • 페이지 대치 알고리즘을 사용. - 기억 장소 내에 있는 페이지 93개 중 하나를 선택하여 교체하며, 이때 페이지 대치 알고리즘을 호출. • 사용되지 않는 경우 사용자 페이지로 변환시켜 사용. • 사용가능 리스트(93개 중)에서 프레임 3개를 확보, 페이지 부재 발생 시 항상 사용가능 프레임이 존재하도록 함. ※ 다중 프로그래밍 환경에서 기억 장소 내에 동시에 프로그램이 두 개 이상 존재하므로, 여러 개의 프로세스에 프레임 할당 방법에 대한 문제 발생.

41. 4. 프레임 할당 알고리즘 • 최소 프레임 수 • 할당해야 할 최소 프레임 수 존재. • 기억 장소 할당은 제한이 있어 총 유효 프레임 수보다 많이 할당할 수 없으나, 할당 가능한 최소 프레임 수는 존재함. - 각 프로세스에 할당되는 프레임 수가 줄어들면서 페이지 부재율은 올라가며, 수행 속도는 저하됨. - 성능 저하를 막기 위해 할당해야 할 최소 프레임 수가 존재함. • 최소 프레임 수는 명령어 구조에 의해 정의됨. - 수행 중인 명령이 끝나기 전에 페이지 부재 현상 발생 시 그 명령을 다시 시작해야 함. - 하나의 명령어 실행을 위해 명령어가 참조하는 모든 페이지를 수용할 수 있는 충분한 프레임이 필요함. ※ 한 프로세스당 최소 프레임 수는 컴퓨터 구조에 의해 정의되나, 최대 수는 유효 실제 기억 장소의 양으로 정의됨.

42. 4. 프레임 할당 알고리즘 • 균일과 비례할당 알고리즘 • 균일할당. • 프로세스 n개에 프레임 m개를 할당할 때 각 프로세스에 똑같이 프레임 m/n개씩 나눔. • 각 프로세스가 갖는 메모리의 요구량이 서로 다르므로 페이지 프레임 낭비 및 페이지 부재가 발생할 수 있음. • 비례할당. • 균일할당 방법의 문제점을 해결하기 위해 사용됨. • 사용 가능한 메모리를 각 프로세스가 필요로 하는 메모리 양 또는 프로세스의 크기에 비례하여 할당. • 운영체제가 활동 중인 프로세스에 대한 정보를 알고 있어야 하며, 소프트웨어 오버헤드를 가져옴. • 프로세스 Pi의 가상 메모리 크기를 si라고 하면 전체 프로세스가 갖는 가상 메모리 공간의 크기 S는 아래와같이 정의됨. • 사용가능 프레임의 총수를 m이라 하면 프로세스 Pi에 프레임 ai개를 할당하는데, 이때 ai는 대략 아래와 같음. • - 이때 ai는 명령어 집합이 필요로 하는 최소 프레임 수보다는 크고 총합이 m을 넘지 않는 정수이어야 함. ※ 균일과 비례할당 기법 모두 다중 프로그램 정도에 따라 할당되는 양이 변하며, 우선순위를 고려하지 않음.

43. 4. 프레임 할당 알고리즘 • 부하 제어(Load Control) • 메인메모리에서 실행할 프로세스의 개수 결정. • 메인 메모리에 적재되어 실행되는 프로세스의 개수를 ‘다중 프로그래밍 수준’이라 함. • 메모리 관리를 위해 매우 중요함. - 너무 적은 수의 프로세스가 메인 메모리에서 실행된다면 프로세스들의 보류 상태가 자주 발생, 빈번한 교체가 발생됨. - 많은 프로세스가 메인 메모리에 적재되면 각 프로세스의 적재집합을 구성하는 평균 페이지 수가 적어 페이지 부재가 자주 발생, 스레싱 현상을 일으킴. ※현대 운영체제에서는 고정(균일) 할당과 가변(비례)할당 정책을 이용.

44. 5. 프로세스 적재 정책 • 스레싱(Thrashing) • 페이지 교환이 계속 일어나는 현상. • 어떤 프로세스가 프로세스 수행에 보내는 시간보다 페이지 교환에 보내는 시간이 더 크면 ‘스레싱을 하고 있다’고 말함. • 스레싱 발생 원인. • 운영체제는 항상 프로세서의 효율성(이용률)을 감시하여 운영. • 이용률이 떨어지면 이를 높이기 위해 새로운 프로세스를 도입, 다중 프로그래밍의 정도를 높임. - 새로운 프로세스가 수행 중인 프로세스의 페이지를 빼앗아서 수행을 시작할 경우 더 많은 페이지 부재 발생. - 프로세서가 요구하는 최소한의 수보다 페이지 프레임 수가 적으면 적을수록 페이지 부재율이 증가함. - 페이지 부재가 많이 일어날수록 프로세스가 페이징 처리장치를 기다리는 시간이 길어지므로 프로세스의 효율성은 떨어짐. ※ 페이지 부재로 프로세서의 이용률 감소 시 스레싱이 발생하여 시스템의 처리율은 낮아지고 페이지 부재는 늘어나유효 메모리 액세스 시간이 증가, 페이지 교체시간이 낭비됨.

45. 5. 프로세스 적재 정책 • [그림 8-30] 스레싱. • 프로세서의 이용률과 다중 프로그래밍의 정도에 따라 다름. - 다중 프로그래밍의 정도가 높아지면 프로세서의 이용률도 최대값이 될 때까지 증가. - 다중 프로그래밍의 정도가 더욱 커지면 스레싱이 발생, 프로세서의 이용률은 급격히 떨어짐. • 프로세서의 이용률을 높이고 스레싱을 중단하려면 다중 프로그래밍의 정도를 낮춰야 함. [그림 8-30] 스레싱 • 스레싱 예방. • 지역 교환 알고리즘이나 우선순위 교환 알고리즘을 사용하여 제한할 수 있음. - 지역 교환 알고리즘 사용 시 프로세스 하나에 스레싱이 발생하더라도 다른 프로세서에서 프레임을 가지고 올 수 없어 다른 프로세스는 스레싱 현상에 빠지지 않음. - 여러 프로세스에서 스레싱이 발생할 경우 프로세스들은 대부분의 시간을 페이징 처리장치를 기다리는 큐에서 보냄. - 스레싱은 발생하지 않으나 유효 액세스시간은 증가함.

46. 5. 프로세스 적재 정책 • 지역성(국부성) • 실행 중인 프로세스에 의해 나타나는 특성. • 프로세스들은 실행기간 동안 메모리 내의 정보를 균일하게 액세스하는 것이 아닌 페이지 중 일부를 선호하여 지역적인 부분만을 집중적으로 참조하는 현상. • 프로그램들의 순환(Looping)이나 부 프로그램, 스택, 변수들의 계산과 합계, 배열 순례, 순차적 코드의 실행 등으로 발생. • 프로그래머들이 관련 있는 변수들을 서로 근처에 배치시키기 때문에 발생함. • [그림 8-31] 여러 페이지에 대한 프로세스의 메모리 참조 유형. [그림 8-31] 메모리 참조 패턴의 지역성(출처: IBM Systems Journal. Ⓒ 1971)

47. 5. 프로세스 적재 정책 • 지역성의 종류. • 시간 지역성. - 참조된 기억장소는 가까운 미래에도 계속 참조될 가능성이 높음을 의미함. - 순환구조의 루틴, 부프로그램, 스택, 계산이나 합계의 변수 등. • 공간 지역성. - 프로세스가 어떤 기억장소를 한 번 참조하면, 이후에 참조한 기억장치 근처에 있는 기억장소를 참조할 가능성이 높음을 의미함. - 배열 순례(검색 작업), 순차적 코드의 실행, 근처의 관련 변수 선언등. • 스레싱 현상 방지를 위해 각 프로세스가 필요로 하는 프레임을 제공할 수 있어야 함. • 지역성을 이용하여 현재의 지역 크기보다 적은 페이지 프레임 할당 시 페이지 부재 발생의 원인이 될 수 있음.

48. 5. 프로세스 적재 정책 • 작업설정 모델(Working Set Model) • 프로그램의수행과정을 지역성 개념으로 설명하기 위해 데닝이 개발. • 프로세스가 많이 참조하는 페이지 집합을 메모리 공간에 계속 상주시켜 빈번한 페이지 대치 현상을 줄이는 방법. • 프로세스의 작업모델 구성을 위해 작업설정의 크기를 알아야 하며, 작업설정의 크기는 작업설정 창을 이용하여 구함. - 작업설정 창 정의를 위해 매개변수 ∆를 사용, ‘현재 시간(t)에서 최근의 일정 시간 단위(∆)’를정하여 결정. - 작업설정 창의 크기는 매개변수인 ∆에 따라 달라짐. - 가장 최근의 ∆ 페이지 참조를 조사, 가상 시간 t로부터 프로세스가 참조한 페이지 집합을 나타냄. - 어떤 페이지가 실제로 사용되고 있으면 페이지는 작업설정에 포함, 마지막으로 참조된 후 ∆ 시간 동안 참조되지 않으면 더 이상 사용하지 않는 것으로 간주되어 작업설정에서 빠짐. - 따라서 가장 최근의 페이지 참조에 있는 페이지 집합을 작업설정이라 하며, 이때 작업설정은 프로그램의 지역 근사치임. • 최근에 참조된 페이지들을 메인 메모리에 유지시켜 프로세스가 빠르게 실행될 수 있음. • 새로운 프로세스들은 메인 메모리에 그들의 작업설정들이 적재할 수 있는 공간이 있을 때만 시작될 수 있음.

49. 5. 프로세스 적재 정책 • [그림 8-32] 프로세스 작업설정 정의. • 데닝은 시간 t에서의 작업설정 WS(t, w)를 시간 (t-w)부터 t까지의프로세스 시간 간격에 참조한 페이지들의 집합으로 정의. - t : 현재 프로세스 시간(프로세서를 점유하고 있는 시간). - w : 프로세스 창의 크기로 프로세스들의 작업설정을 계산할 때 과거 어느 시간까지 포함할 지를 나타냄. [그림 8-32] 프로세스 작업설정 정의 • [그림 8-33] 창 크기와 작업설정 • - w가 증가함에 따라 작업설정의 크기가 변함. • - 창의 크기(설정시간 간격) w가 커짐에 따라 메인 메모리에 유지하는 작업설정이 커지나, w가 너무 커지면 메인 메모리의 용량을 초과하므로 작업설정도 증가하지 않음. [그림 8-33] 창 크기와 작업설정

50. 5. 프로세스 적재 정책 • [그림 8-34] 작업설정 모델 예. • 그림과 같이 메모리 참조 순서가 주어졌을 때(∆=10이라 가정), t1시간의 작업설정은 {1,2,5,6,7}이 되며, t2시간에는 {3,4}임. • 작업설정의 정확성은 ∆ 의 선택에 따라 좌우됨. - ∆ 값이 너무 작으면 전체 작업설정을 충족시키지 못함. - ∆ 값이 너무 크면 여러 전체 프로그램이 됨. • 매드닉(Madnick)과 도노반(Donovan)은 적절한 값으로 10,000을 제안함. [그림 8-34] 작업설정 모델(WS는 작업설정 집합)