개발공부 기록지

프로세스를 구성하는 페이지 중에 당장  사용될 페이지만을 올리는 방식

특정 페이지에 대해 CPU의 요청이 들어온 후에야 해당 페이지를 메모리에 적재

요구 페이징 기법의 이점

+ 메모리 사용량 감소

+ 입출력 오버헤드 줄어듬

+ 시스템이 더 많은 프로세스를 수용 가능

+ 프로그램이 물리적 메모리의 용량 제약을 벗어나는 것이 가능

유효-무효 비트 (valid-invalid bit)

가상 메모리 기법에서 프로세스가 실행되는 동안
페이지들이 물리적 메모리와 스왑영역에 존재하는데

어떤 페이지가 물리적 메모리에 존재하는지 구별이 필요

=> 요구 페이징 기법에서는 유효-무효 비트를 페이지 테이블의 각 항목별로 저장

• 유효(v)
  메모리에 해당 페이지가 적재되어 있는 경우
• 무효 (i)
  해당 페이지가 스왑영역에 있는 경우,
  현재 메모리에 없는 경우,
  페이지가 속한 영역을 프로세스가 사용하지 않는 경우

1) 요구 페이징의 페이지 부재 처리

페이지 부재(page-falut)

CPU가 참조하려는 페이지가 현재 메모리에 올라와 있지 않아 유효-무효비트가 무효로 세팅되어 있는 경우

페이지 부재를 처리하는 과정

CPU가 무효 페이지에 접근
       -> MMU(주소 변환을 담당하는 하드웨어)가 페이지 부재 트랩 발생
       -> 운영체제의 페이지 부재 처리 루틴 호출
               -> 페이지에 대한 접근이 부 적법 (사용되지 않는 영역에 속한 페이지에 접근 / 해당 페이지에 대한 접근 권한 위반)
                       -> 프로세스 종료

               -> 페이지에 대한 접근이 적법
                       -> 물리적 메모리에 있는 빈 프레임을 할당받아 페이지를 읽어 해당 공간에 적재 

                       -> 빈 프레임이 없는 경우

                             -> 물리적 메모리에 올라와 있는 페이지 중 하나를 디스크에 내려 놓음 (스왑 아웃) 

즉, 부재 상태의 페이지를 메모리에 적재하기에  앞서 운영체제가 해당 페이지에 대한 접근이 적법한지 체크하는 과정

페이지 부재를 발생 시킨 프로세스 -> 봉쇄상태(디스크에서 파일을 다 읽어올때 까지 CPU를 반환)

   (이유) 해당 페이지를 디스크에서 물리적 메모리에 적재하기까지 시간이 오랜시간 소요 - CPU 가 필요없음, 오버헤드 발생

디스크에 요청한 입출력 작업이 완료-> 인터럽트 발생 -> 해당 페이지 테이블에서 유효 비트로 설정 -> 준비 큐에서 대기

2) 요구 페이징의 성능

요구 페이징의 성능에 가장 큰 영향을 미치는 것은 페이지 부재의 발생 수

(이유) 디스크에서 메모리에 적재하는 과정(스왑아웃 -> 스왑인 -> 문맥교환) 에서 오버헤드 발생

유효 접근시간이 짧을 수록 ( 페이지 부재의 발생수가 적을 수록) 
 -> 요구 페이징 기법의 성능은 향상

성능 평가 방법

• 유효 접근시간(effective access time)
  = (1- P) × 메모리 접근시간
       + P × ( 페이지 부재 발생 처리 오버헤드
                     + 메모리에 빈 프레임이 없는 경우 스왑 아웃 오버헤드
                     + 요청된 페이지의 스왑 인 오버헤드
                     + 프로세스의 재시작 오버헤드)
  • (1 - P) : 페이지 부재가 일어나지 않는 비율
• 페이지 부재 발생비율(page fault rate)   0 ≤ P ≤ 1
  P = 0 : 페이지 부재가 한 번도 일어나지 않은 경우  
  P = 1 :  모든 참조 요청에서 페이지 부재가 발생한 경우

프로그램이 CPU에서 실행이 되려면 실행에 당장 필요한 부분이 메모리에 올라와 있어야 함

하지만 메모리는 한정적이므로 프로그램이 나누어서 사용

따라서, 운영체제는 어느 프로그램에게 어느정도의 메모리를 할당할 것인가 하는 문제를 처리

• 운영체제의 메모리 할당 방식
  메모리는 몇몇 프로그램에게 집중적으로 메모리를 할당
  -> 메모리 회수 -> 다른 프로그램에게 집중적으로 할당

이유는 프로세스의 빠른 수행을 위해 확보해야하는  메모리의 크기가 존재하기 때문

• 운영체제가 물리적 메모리의 연장공간으로 사용하는 요소
  • swap area
    운영체제는 CPU에서 당장 수행해야 할 부분만을 메모리에 올리고
    나머지는 swap area에 내려놓는 방식으로 swap area를 메모리의 연장 공간으로 사용
  • 가상메모리 (virtual memory)
    운영체제가 프로그램이 자기 자신만의 메모리를 사용하는 것처럼 가정해 프로그램하는 것을 지원
    -> 프로그램은 0번지부터시작하는 자기자신만의 메모리 주소공간을 가정

가상메모리는 프로세스마다 각각 0번지부터 주소공간을 가지고,

이들 공간 중 일부는 물리적 메모리에 적재, 일부는 swap area에 존재

프로세스의 주소 공간을 메모리로 적재하는 단위에 따라 

가상메모리 기법은 다음과 같다.

• 요구 페이징(demand paging) 방식
• 요구 세그먼테이션(demand segmentation) 방식

공식문서

https://prettier.io/docs/en/

웹스톰에 설치하는법

https://prettier.io/docs/en/webstorm

커스텀 가능한 옵션들

https://prettier.io/docs/en/options

커스텀한 파일 만들고 작성하고 적용하는법

https://prettier.io/docs/en/configuration

페이징 기법과 세그먼트 기법의 장점만 취하는 주소 변환 기법

• 프로그램을 의미 단위의 세그먼트로 나눈다.
• 메모리에 적재하는 단위는 페이지 단위
• 주소변환을 위해 외위의 세그먼트 테이블 과 내부의 페이지 테이블 이용
       - > 2단계 페이지 테이블과 유사한 구조
  • < 세그먼트 번호, 오프셋> 으로 구성된 논리적 주소를 물리적주소로 변환
    • 세그먼트 번호를 이용하여 세그먼트 테이블의 해당 항목에 접근
    • 항목에 있는 세그먼트 길이와 세그먼트의 페이지 시작 주소 를 획득
    • 세그먼트의 길이를 넘어서는 메모리접근 시도인지 확인
    • 오프셋 값이 큰지 여부 확인
    • 테이블의 시작위치에서 페이지 번호만큼 떨어진 곳이 물리적 메모리의 페이지 프레임 위치
    • 페이지의 프레임 위치에서 오프셋의 하위 비트값인 페이지 내 변위만큼 떨어진 곳이 물리적 메모리 주소

페이징 ?

프로세스의 주소 공간을 미리 동일한 크기의 페이지 단위로 나누어 물리적 메모리의 서로 다른 위치에 페이지들을 저장하는 방식

• 장점: 메모리에 올리는 단위가 동일한 크기의 페이지 단위여서  빈 프레임이 있으면 어떤 위치이든 사용될 수 있다.

1) 주소 변환 기법

모든 프로세스가 각각의 주소 변환을 위한 페이지 테이블(page table)을 가진다.

논리적 주소를 페이지 번호(p) 와 페이지오프셋(d)로 나누어 주소변환에 사용

기존 주소값에 변위르 더함으로써 요청된 논리적 주소에 대응하는 물리적 수소를 만들 수 있다.

2) 페이지 테이블의 구현

주소 변환을 하기 위한 자료구조

물리적 메모리에 위치

• 페이지 테이블 기준 레지스터 (page-table base register) - 메모리내에서의 페이지 테이블의 시작 위치를 저장
• 페이지 테이블 \길이 레지스터 (page-table length register) - 페이지 테이블의 크기를 저장
• 메모리 접근 연산 : (총 2번) 페이지 테이블에 접근 -> 변환된 주소에서 실제 데이터로 접근 
      -> 오버헤드가 뒤따른다.
  • 대안? TLB(translation Look-aside Buffer) 라는 고속의 주소 변환용 하드웨어 캐시 사용
    • 테이블 접근 오버헤드 줄이고 메모리의 접근 속도 향상
    • 가격적인 이유로 빈번하게 참조되는 페이지에대한 주소 변환 정보만 담음
    • 구현 - 병렬탐색이 가능한  연관 레지스터(associative register) 사용
      • 평균적인 메모리 접근 시간 (EAT),
        • EAT  = (1 + ε)α + (2 + ε )( 1- α) = 2 + ε - 2α
        • ε = 레지스터 접근시간, α = 요청된 페이지에 대한 정보가 레지스터에 있을 확률  

3)계층적 페이징

4GB의 메모리가 있다고 하면 대부분의 프로그램은 4GB 중 극히 일부만 사용

이를 위해 페이지 테이블을 위한 메모리 사용은 공간낭비

-> 페이지 테이블에 사용되는 메모리 공간의 낭비를 줄이기 위해 2단계 페이징(two-level paging)기법을 사용

• 2단계 페이징 기법
  • 방식: 외부 / 내부 페이지 테이블의 두 단계에 걸친 페이지 테이블 사용
    • 사용되지 않는 주소 공간 -> 외부 페이지 테이블을 NULL로 설정, 내부 페이지 테이블을 생성 안함
  • 장점 : 페이지 테이블을 위해사용되는 메모리 공간 감소 -> 공간적인 이득
  • 단점 : 주소변환을 위해 접근해야 하는 테이블 수가 증가 -> 시간적인 손해
• 위와 같이 다단계(계층적) 페이징은 메모리 공간을 감소를 통해 공간적인 이득을 가질수 있지만, 단계가 늘어날 수록 접근해야하는 테이블수가 증가하므로 시간적 손해가 커진다.

4) 역 페이지 테이블

메모리 공간의 낭비가 심한 이유
=> 모든 프로세스의 모든 페이지에 대해 페이지 테이블 항목을 다 구성해야 하기 때문
=> 논리적 주소에 다 구성

역 페이지 테이블은? 

• 프로세스마다 페이지 테이블을 두지 않고, 시스템 전체(system-wide)에 페이지 테이블을 하나만 생성
• 물리적 주소에 대해 페이지 테이블을 생성
• 주소 변환 작업이 물리적 주소로부 논리적 주소를 얻는 구조
  
  • 비효율적 : 주소 변환 요청이 들어왔을 때 물리적 메모리에 존재하는지 여부를 알기 위해 페이지 전체를 탐색해야함

5) 공유 페이지

공유코드를 담고 있는 페이지 ->  물리적 메모리에 하나만 적재되어 메모리사용이 효율적

공유코드?  여러 프로세스에 의해 공통으로 사용되는 코드

 - 재 진입 가능 코드 (re-enterant code)
-  순수 코드(pure code)

특징

• 그 페이지를 공유하는 모든 프로세스의 주소 공간에서 동일한 페이지번호를 가져야 함
• 예시 그림

6) 메모리 보호

• 보호비트(protection bit) : 각 페이지에 대한 접근 권한의 내용 저장
  • 누가가 아니가 어떠한 접근을 허용하는지의 정보가 저장
  • 각 페이지에 대하 읽기-쓰기 / 읽기전용 등의 접권권한을 설정하는데 사용
• 유효-무효 비트 (valid-invalid bit) : 해당 페이지의 유효한지에 대한 내용 저장
  • 유효 : 해당 메모리 프레임에  그 페이지가 존재 -> 접근 허용
  • 무효 : 프로세스가  그 주소 부분을 사용하지 않거나 해당 페이지가 물리적 메모리에 올라와 있지 않음 -> 접근 불가