운영체제 공룡책, 10단원을 정리한다.

1. 가상 메모리

가상 메모리를 사용하면 프로그램이 메모리에 전부 올라와 있지 않아도 프로그램을 실행할 수 있도록 해준다. 그리고 프로그래머에게 실제 메모리보다 훨씬 큰 메모리를 사용할 수 있도록 해준다. 그로 인해 프로그래머가 물리 메모리의 크기를 걱정할 필요 없도록 해준다.

1.1 가상 주소 공간

가상 주소 공간(virtual address space)는 프로세스가 메모리에 논리적으로 어떻게 저장되는지를 의미한다. 흔히 우리가 보는 스택, 힙, 데이터, 코드 영역으로 구성된 공간이 바로 가상 주소 공간이다.

물론 이 공간들은 페이징으로 관리되므로 실제 물리 메모리에 연속적으로 저장되어 있지는 않다. 또한 스택과 힙 사이의 빈 공간도 실제로는 메모리를 차지하고 있지 않다. 스택이나 힙이 확장될 때 실제 물리적인 메모리를 요구하게 될 것이다. 이는 가상 주소 공간의 새 범위를 할당받는 방식으로 이루어진다.

가상 메모리를 사용하면 2개 이상의 프로세스들이 파일이나 메모리를 공유하는 것도 가능하다.

2. 요구 페이징

해당 페이지가 필요해질 때만 메모리에 적재하는 것이다. 즉 프로세스가 실행되는 동안 어떤 페이지는 메모리에, 어떤 페이지는 보조 저장 장치(디스크)에 있게 된다. 당연히 메모리를 더 효율적으로 사용할 수 있다.

2.1. valid/invalid bit

페이지 테이블의 각 엔트리에 valid/invalid bit를 추가한다. 단 앞에서 쓰인 것과 달리 이 비트는 페이지가 메모리에 있는지를 나타낸다. 이 비트가 0이면 해당 페이지가 유효하지 않거나 유효하지만 디스크에 있다는 것을 의미한다. 초기에 어떤 페이지도 적재되어 있지 않다면 모든 엔트리의 비트가 0으로 설정되어 있다.

2.2. 페이지 폴트

페이지 폴트(page fault)는 프로세스가 메모리에 없는 페이지를 참조할 때 발생한다. 접근하려는 페이지의 유효 비트가 0으로 설정되어 있으면 하드웨어가 페이지 폴트 트랩을 발생시키는 것이다.

이 트랩은 이렇게 처리한다.

1. 내부 테이블(일반적으로 Process Control Block에 있다)을 검사해서 그 참조가 유효한지 조사한다. 만약 무효한 참조라면 프로세스를 중단시킨다. 유효한 참조라면 그 페이지를 디스크에서 가져오는 동작을 취한다.
2. 디스크에서 페이지를 가져오기 위해 먼저 빈 프레임을 찾는다. 그리고 디스크에서 해당 프레임으로 페이지를 읽어 들인 후 페이지 테이블의 엔트리를 갱신한다.
3. 아까 중단되었던 명령어를 재시작한다. 당연히 페이지 폴트 처리 후 명령어의 처리를 다시 시작할 수 있어야 한다.

메모리에 페이지가 단 하나도 안 올라와 있는 상태라도 프로세스를 실행시킬 수 있는데 이렇게 되면 프로세스가 사용되는 모든 페이지가 메모리에 올라올 때까지 계속 페이지 폴트가 발생하게 된다. 이렇게 어떤 페이지가 필요해지기 전엔 절대 메모리로 적재하지 않는 걸 pure demand paging이라고 한다.

또한 위의 페이지 폴트 처리 과정에서 빈 프레임을 찾는 부분이 있다. 대부분의 운영체제는 이런 요청의 해결을 위해 가용 프레임들의 풀인 가용 프레임 리스트를 유지하고 있다. 시스템이 시작되면 모든 가용 메모리가 이 가용 프레임 리스트에 들어가게 된다.

2.3. 어려움

페이지 폴트를 처리하고 나면 명령어를 다시 시작해야 한다. 그런데 명령어가 특정 메모리 조각을 다른 장소로 이동하는 명령이라고 하자. 이때 src, dest가 겹칠 수도 있다. 이 경우 명령어를 단순히 재시작하면 오류가 발생할 것이다.

해결책은 두 가지다. 두 블록이 겹치는지 미리 확인 후 겹치면 페이지 폴트가 발생하도록 하는 방법이 있다. 또 하나는 이동에 의해 이전 내용이 지워질 부분을 임시 레지스터에 저장해 둔 후 나중에 복구시키는 방식이다.

2.4. 성능

페이지 폴트의 발생률은 당연히 0과 1 사이일 것이다. 그러면 페이지 폴트 발생률이 $p$라 할 때 Effective Access Time은 다음과 같다.

$EAT = (1-p) \times Memory \ Access \ Time + p \times Page \ Fault \ Time$

이때 페이지 폴트 시간은 다음과 같은 요소들로 이루어진다.

• 페이지 폴트 인터럽트를 처리하는 오버헤드
• 페이지의 swap in 시간
• 기존 페이지가 수정되었을 시 저장하는 데 걸리는 시간
• 명령어의 재시작(페이지 폴트 이후의 메모리 액세스 시간 포함)

이런 부분 때문에 페이지 폴트가 발생할 경우 성능이 크게 저하된다. 교과서의 예시에서는 그냥 메모리 접근 시간이 200ns($200 \times 10^{-9}s$), 페이지 폴트 발생시 평균 소요시간이 8ms($8 \times 10^{-3}s$)라고 가정한다. 엄청난 차이다. 하지만 요구 페이징을 할 경우 페이지 폴트가 아예 발생하지 않을 순 없다. 요구 페이징의 성능 저하를 줄이기 위해서는 페이지 폴트를 줄여야 한다.

2.5. Copy-on-Write

fork 명령은 부모 프로세스의 복사본인 자식 프로세스를 생성한다. 하지만 만약 fork 다음에 바로 exec 명령이 실행된다면 부모 프로세스를 복사한 페이지들은 다 쓸모없어진다. Copy on Write는 자식 프로세스가 fork로 시작될 때 부모의 페이지를 당분간 함께 사용하도록 하는 방식이다.

그리고 부모나 자식 프로세스가 이렇게 공유되고 있는 페이지들 중 하나를 수정하면 딱 그 수정된 페이지만 복사되는 것이다. 수정되지 않은 페이지들은 여전히 부모와 자식 프로세스 간에 공유되는 것이다.

수정된 페이지만이 복사되므로 프로세스 생성 시 더 효율적인 동작이 가능해진다.

3. 페이지 교체

프로세스가 실행되는 중에 페이지 폴트가 발생했다. 그런데 가용 프레임이 없다. 이럴 때 어떻게 해야 할까? 이런 상황을 해결하기 위해 페이지 교체라는 개념이 등장한다.

물론 어떤 페이지를 교체할지 고르는 것도 중요하지만 일단 페이지 교체 알고리즘은 좀 이따 보고 기본적인 페이지 교체가 어떻게 돌아가는지 살펴보자.

3.1. 페이지 교체의 구조