[OS] 13. 페이징을 통한 가상 메모리 관리

• 연속 메모리 할당의 두 가지 문제점
  1. 외부 단편화
  2. 물리 메모리보다 큰 프로세스 실행 불가
• 가상 메모리
  • 실행하고자 하는 프로그램을 일부만 메모리에 적재하여, 실제 물리 메모리 크기보다 더 큰 프로세스를 실행할 수 있게 하는 기술
  • 페이징, 세그멘테이션

 

1. 페이징이란

• 외부 단편화가 발생했던 근본적인 문제?
  • 각기 다른 크기의 프로세스가 메모리에 연속적으로 할당되었기 때문
  • 그러면, 프로세스를 일정 크기로 자르고, 이를 메모리에 불연속적으로 할당할 수 있다면 어떨까? → 외부 단편화는 발생하지 않겠죠!
• 페이징: paging
  • 프로세스의 논리 주소 공간을 페이지(page)라는 일정 단위로 자르고,
  • 메모리의 물리 주소 공간을 프레임(frame)이라는 페이지와 동일한 일정한 단위로 자른 뒤
  • 페이지를 프레임에 할당하는 가상 메모리 관리 기법
• 페이징에서의 스와핑
  • 프로세스 단위의 스왑 인, 스왑 아웃이 아닌 페이지 단위의 스왑 인(페이지 인), 스왑 아웃(페이지 아웃)
  • 메모리에 적재될 필요가 없는 페이지들은 보조기억장치로 스왑 아웃
  • 실행에 필요한 페이지들은 메모리로 스왑 인
  • 페이지 인아웃이 시사하는 점: 어떤 프로세스를 실행하기 위해서 모든 페이지가 전부 메모리에 저장되어있을 필요는 없다는 점
  • 달리 말해 물리 메모리보다 큰 프로세스도 실행될 수 있다

•  문제!!
  • 프로세스를 이루는 페이지가 어느 프레임에 적재되어 있는지 CPU가 일일이 알기란 어렵다
  • 프로세스가 메모리에 불연속적으로 배치되어 있다면 CPU입장에서 이를 순차적으로 실행할 수가 없음
  • CPU 입장에서 ‘다음에 실행할 명령어 위치’를 찾기가 어려워짐
  • → 이러한 문제를 해결하는 방법: 페이지 테이블

 

2. 페이지 테이블

• (실제 메모리 내의 주소인) 물리 주소에 불연속적으로 배치되더라도
• (CPU가 바라보는 주소인) 논리 주소에는 연속적으로 배치되도록 하는 방법
• 페이지 번호와 프레임 번호를 짝지어 주는 일종의 이정표
• 프로세스마다 페이지가 있고, 페이지 테이블이 있다
• 물리적으로는 분산되어 저장되어 있더라도 CPU 입장에서 바라본 논리 주소는 연속적으로 보임
• CPU는 그저 논리 주소를 순차적으로 실행하면 될 뿐

• 페이지 테이블을 통해 외부 단편화를 해결할 수 있지만, 내부 단편화라는 또다른 부작용을 야기할 수 있음

 

3. 내부 단편화

• 페이지 크기가 10KB, 프로세스 크기 108KB?
• 2KB: 내부 단편화
• 하나의 페이지 크기보다 작은 크기로 발생(페이지와 프로세스 크기가 배수의 크기가 아닌 경우)

 

4. PTBR

• 프로세스마다 페이지 테이블이 있고, 각 페이지 테이블은 CPU 내의 프로세스 테이블 베이스 레지스터(PTBR)가 가리킨다.
• 그런데, 페이지 테이블이 메모리에 있으면? 메모리 접근 시간 두 배로
• 페이지 테이블 참조하기 위해 한 번, 페이지 참조하기 위해 한 번
• 이를 해결하기 위한 것이 TLB

 

5. TLB

• TLB: CPU 곁에 페이지 테이블의 캐시 메모리
• 페이지 테이블의 일부를 가져와 저장
• CPU가 접근하려는 논리 주소가 TLB에 있다면? TLB 히트 (메모리 접근 한 번)
• CPU가 접근하려는 논리 주소가 TLB에 없다면 TLB 미스 (메모리 접근 두 번)

 

6. 페이징에서의 주소 변환

• 특정 주소에 접근하고자 한다면 어떤 정보가 필요할까?
  • 어떤 페이지/프레임에 접근하고 싶은지
  • 접근하려는 주소가 그 페이지 혹은 프레임으로부터 얼마나 멀어져 있는지
  • 페이징 시스템에서의 논리 주소
    • 페이징 번호(page number)와 변위(offset)
    • <페이지 번호, 변위> 로 이루어진 논리 주소는 페이지 테이블을 통해 <프레임 번호, 변위> 로 변환된다

 

7. 페이지 테이블 엔트리

페이지 테이블의 각각의 행: 페이지 테이블 엔트리(PTE)

현재까지 설명한 PTE는 "페이지 번호", "프레임 번호"였음

• 이외에 담기는 정보는? 운영체제마다 차이가 있음
  • 유효 비트
    • 현재 해당 페이지에 접근 가능한지 여부
    • 현재 페이지가 스왑영역에 있는지, 메모리에 있는지의 여부를 알 수 있음
    • 1이면 메모리 적재, 0이면 보조기억장치-스왑영역에 적재
    • 만약 유효비트가 0인 페이지에 접근하려고 하면?
      • 페이지 폴트(page fault)라는 인터럽트 발생
        1. CPU는 기존의 작업 내역을 백업합니다.
        2. 페이지 폴트 처리 루틴을 실행합니다.
        3. 페이지 처리 루틴은 원하는 페이지를 메모리로 가져온 뒤 유효 비트를 1로 변경해 줍니다.
        4. 페이지 폴트를 처리했다면 이제 CPU는 해당 페이지에 접근할 수 있게 됩니다.
  • 보호 비트
    • 페이지 보호 기능을 위해 존재하는 비트
    • 읽기, 쓰기, 실행 등 권한을 나누어서 설정
  • 참조 비트
    • CPU가 이 페이지에 접근한 적이 있는지 여부
  • 수정 비트(dirty bit)
    • CPU가 이 페이지에 데이터를 쓴 적이 있는지 여부
    • 수정 비트의 존재 이유?
      수정된 페이지는 스왑 아웃될 때 보조기억장치에도 쓰기 작업을 거쳐야 한다.(변경 내역을 반영해야한다)
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『혼자 공부하는 컴퓨터 구조+운영체제』 강의 내용을 기반으로 작성된 글입니다