가상 메모리는 무엇이며, 왜 사용하는가?
가상 메모리란 어떤 프로레스를 실행할 때 프로세스 전체가 메모리에 적재되지 않고도 실행이 가능 하도록 하는 기법입니다. 좀 더 나아가면 어떤 프로세스가 차지하는 메모리가 전체 메모리 용량보다 크더라도 지금 현재 필요한 부분만 메모리에 적재 되면 실행이 가능하기 때문에 물리 메모리 용량을 초과하는 프로그램도 동작 시킬 수 있는 큰 장점이 있습니다.
가상 메모리는 실제의 물리 메모리의 개념과 사용자의 논리 메모리의 개념을 분리 합니다. 좀 더 쉽게 말하자면 원래의 컴퓨터의 메모리란 일반적으로 실제 존재하는 물리적인 메모리 만을 의미합니다. 하지만 이러한 물리적인 메모리를 보다 효율적으로 사용 하기 위해서 프로그래머는 가상 메모리 의 개념을 만들게 되었고, 이런 가상 메모리는 다소 복잡하게 구성되고 접근이 어려운 물리 메모리를 가상으로 재구성 하여 엄청나게 큰 배열로 추상화 시켜줍니다. 따라서 프로그래머는 물리 메모리를 신경쓰지 않고 가상의 메모리만을 신경 쓰면서 프로그래밍 을 하게 되어 보다 편리해 진 측면도 존재합니다. 여기서 말하는 가상 메모리 를 프로세스가 차지하는 공간의 측면에서 가상 주소 공간 이라고 부르며, 보다 정확히는 그 프로세스가 메모리에 저장되는 논리적인 모습을 말합니다. 앞의 내용에서 다루었듯이 실제 물리 메모리는 페이지 프레임 들로 구성되며, 논리적인 페이지를 물리적인 페이지 프레임으로 사상하는 것은 메모리 관리 장치(Memory Management Unit) 에서 담당합니다.
가상 메모리를 사용함에 따른 또 다른 장점은 파일이나 메모리가 둘 또는 그 이상의 프로세스들에 의해 공유되는 것을 가능 하게 하는 것입니다. 어떤 프로세스나 파일이 메모리 주소를 참조할 때 특정 물리주소가 아닌 가상 주소를 참조하고 이 가상 주소는 메모리 관리 장치에 의해 물리 주소로 사상되기 때문에 특정 프로세스에서 논리 메모리 값을 참조하면 자연스럽게 두 프로세스가 같은 물리 주소를 참조하게 됩니다.
요구 페이징이란?
요구 페이징이란?
디스크에서 메모리로 실행 프로그램을 적재할 때를 생각해 봅시다. 이 경우 실행하고자 하는 프로그램 전체를 메모리로 옮기는 것이 일반적인 방법입니다. 하지만 가상 메모리에서는 초기에 필요한 것만 적재하는 전략을 사용할 수 있는데 이것을 요구 페이징 이라고 합니다. 이러한 요구 페이징을 사용하게 되면 한번도 접근되지 않는 페이지는 물리 메모리에 전혀 적재되지 않게 됩니다. 이러한 요구 페이징은 어떤 점에서 스와핑 기법과 비슷하게 동작합니다. 프로세스를 실행하고 싶으면 메모리로 읽어 들이는 swap in 을 할 때 전체 프로세스를 읽어오지 않고 필요한 페이지만 메모리에 적재합니다. 하지만 이 경우 프로세스를 하나의 연속된 주소 공간으로 보기 보다 페이지들의 연속으로 생각하고 있으므로 스와퍼 라는 표현이 아닌 페이저 라는 표현을 사용합니다. 이러한 페이저 는 프로세스 내의 개별 페이지들을 관리합니다.
디스크에서 메모리로 페이지를 적재하는 스왑인(swap in) 을 수행하는 경우 프로세스가 다시 스왑 아웃 되기 전에 실제로 어떤 페이지들이 사용될 것인지 추측하고, 프로세스 전체를 메모리에 적재하는 대신 실제 필요한 페이지들만 메모리로 읽어옵니다.
이렇게 프로세스 전체가 아니라 프로세스의 부분 조각인 페이지 들만 가져오게 되면 무슨 일이 생길까요?
특정 프로세스 내에서 어떤 페이지가 실제 메모리에 적재되었는지, 또 적재되지 않았는지를 구별할 수 없게 됩니다. 이런 문제를 해결하기 위해서 약간의 하드웨어 지원을 받아 페이지 테이블 이라는 것이 존재합니다. 이런 페이지 테이블 에는 유효-무효 비트 가 존재하여 어떤 페이지가 실제 물리 메모리에 적재되어 있는지를 표시해 주고 만약 실제 물리 메모리에 적재되지 않은 페이지는 그 페이지가 저장되어 있는 디스크 주소를 기록 해 두어 나중에 필요할 때 가져올 수 있게 해 줍니다.
이제 CPU가 필요한 페이지를 메모리에서 가져올 때 만약 가상 메모리에 해당 내용이 있다면 해당하는 물리 메모리에서 페이지를 로드하여 모든 페이지가 메모리에 존재할 때와 동일하게 실행이 됩니다. 만약 메모리에 없는 페이지에 접근 을 하려고 하면 어떨까요? 이때는 페이지 테이블 항목이 무효로 설정되어 있으므로 페이지 부재 트랩 을 발생시킵니다.
페이지 부재가 발생하면 사용하는 모든 페이지가 메모리에 올라올 때까지 필요할 때마다 페이지 부재가 발생하게 되는데, 일단 필요한 모든 페이지가 메모리에 적재되고 나면 부재 오류가 발생하지 않게 되고 이것이 순수 요구 페이징 입니다. 즉, 어떤 페이지가 필요해 지기 전에는 그 페이지를 적재하지 않습니다.
여기서, 이렇게 가상 메모리가 최초의 페이지를 적재하고 계속해서 필요한 페이지들을 불러오는 방식으로 계속해서 페이지 부재 오류를 처리하면서 페이지를 적재한다면 시스템 성능이 현저하게 떨어지지 않을까하는 의문 이 생길 수 있습니다. 한 명령어에서도 여러 개의 페이지 부재를 일으킬 수 있는 만큼 충분히 이런 의문이 제기될 수 있습니다. 하지만, 모든 프로그램은 참조 지역성 즉, 프로그램의 어느 한 특정 작은 부분만 집중적으로 참조하기 때문에 특정 페이지를 불러오면 그 안에 대부분의 유효한 정보가 밀집되어 있기 때문에, 현실에서는 문제가 될 만큼 많은 페이지 부재가 일어나지는 않습니다.
이러한 요구 페이징에서 필수적인 요구사항은 페이지 부재 오류 처리 후 명령어를 다시 시작 할 수 있어야 한다는 것 입니다. 언뜻 생각하면 이는 매우 단순한 문제인 것 처럼 보입니다. 페이지 부재 오류가 발생하면 중단된 프로세스 상태(일종의 레지스터 값 등)을 저장해 놓은 뒤에 페이지를 적재하고 다시 명령을 처리하면 문제는 해결될 것으로 보입니다.
하지만, 한 명령어가 많은 기억 장소를 변경하는 경우를 생각해 봅시다. 가령 디스크의 특정 블록을 적재하는 데 해당 블록이 페이지 사이에 걸쳐 있다면 정보가 다 적재되기도 전에 페이지 부재가 발생하여 문제가 발생하게 됩니다. 만약 적재하던 블록은 저장하는 장소가 걸쳐진 다른 블록인 경우는 문제가 더욱 심각해 집니다.
이러한 문제를 해결하기 위한 방법 중 하나는 마이크로 코드로 양 블록의 끝을 계산하여 접근을 시도하는 것 입니다. 가령 블록이 몇 페이지에 걸쳐 존재한다면 양 끝 블록을 계산하여 몇 개의 페이지를 적재해야 하는지 알 수 있고, 만약 페이지 부재가 발생하면 어떤 블록도 수정되기 전의 단계에서 부재가 발생하여 데이터의 손상이 없습니다.
요구 페이징의 성능
요구 페이징은 페이지 부재가 발생하지 않는 한 실질 접근시간은 메모리 접근 시간과 같다. 즉, 유효 접근시간은 페이지 부재율 에 비례하기 때문에 페이지 부재율을 낮게 유지하는 것이 상당히 중요하다.
페이지 교체
페이지 교체의 필요성
페이지 부재율을 논할 때 각 페이지는 처음 그 페이지가 접근될 때 한 번만 페이지 부재가 발생한다고 가정하였으나, 이 설명은 정확한 것이 아닙니다. 가령 40프레임의 메모리 용량을 가진 컴퓨터에서 10페이지 중 실제 5페이지만 사용하는 프로세스를 6개를 실행시킨다고 합시다. 그러면 요구 페이징에 의해 총 30페이지가 메모리에 적재될 것입니다. 하지만 기존의 가정과 달리 특정 데이터 조합에 대해 이 프로세스들이 10 페이지를 모두 사용해야 하는 상황이 있을 수 있고 그런 상황의 경우 총 60페이지가 메모리에 적재되어야 합니다. 이렇게 된다면 총 40프레임만 있는 상황에서 60프레임을 필요로 하게 되고 사용자 프로세스가 실행 중 이 때 과할당(over-allocating) 이 발생하게 됩니다. 즉, 과할당이란 프로세스가 메모리보다 더 큰 용량의 페이지를 적재하려고 할 때 발생 하게 됩니다. 이런 과할당이 발생하는 경우 가장 일반적인 해결책은 바로 페이지 교체 입니다.
페이지 교체의 동작 원리
그렇다면 페이지 교체는 어떻게 이루어 질까요?
페이지의 교체는 다음과 같은 순서로 이루어 집니다.
- 디스크에서 적재가 필요한 페이지의 위치를 알아냅니다.
- 메모리공간에서 빈 페이지 프레임을 찾습니다.
이때 빈 프레임이 있다면 그것을 사용하고 없다면 페이지 교체 알고리즘 을 통해 희생될(victim) 프레임 을 선정하고, 희생될 페이지를 디스크에 기록한 뒤 관련 테이블을 수정합니다. - 새롭게 비워진 프레임에 새 페이지를 읽어오고 프레임 테이블을 수정합니다.
- 사용자 프로세스를 재시작 합니다.
위 순서를 잘 살펴보면 만약 메모리 공간에 빈 페이지 프레임이 있는 경우에는 프레임을 비울 때 한번, 프레임을 읽어들일 때 한번 총 2번에 걸쳐 디스크에 접근 하는 점을 알 수 있습니다. 이 때문에 페이지 부재 처리시간은 총 2베가 소요되게 되는데 이는 이러한 오버헤드는 변경 비트(modify bit or dirty bit) 를 활용해서 해결 할 수 있습니다. 변경 비트란 CPU가 페이지 내 어떤 워드나 바이트라도 쓰게 되면 페이작 변경되었음을 나타내기 위해 설정됩니다. 만약 변경 비트가 설정되어 있지 않다면 페이지가 메모리로 읽혀들어온 후에 바뀌지 않았으므로 메모리에서 그냥 삭제해도 디스크에는 원본이 잘 보존되어 있기 때문에 별도로 저장을 하지 않아도 됩니다. 이 기법은 읽기전용 페이지들에도(디스크 내용을 변경하지 않았으므로) 같은 원리로 적용이 됩니다.
위에서 다룬 페이지 교체 알고리즘 을 비롯하여 현대의 페이징 시스템은 두 가지 중요한 문제를 해결해야 하는데, 그것은 프레임 할당 알고리즘 과 페이지 교체 알고리즘 입니다.
프레임 할당 알고리즘 이란 여러 개의 프로세스가 존재하는 경우 각 프로세스에 얼마나 많은 프레임을 할당해야 할지 결정하는 알고리즘이며, 페이지 교체 알고리즘 이란 페이지 교체가 필요할 때 어떤 페이지를 교체할지 선정하는 알고리즘 입니다.
현재에는 많은 페이지 교체 알고리즘이 존재하며 일반적으로는 페이지 부재율이 가장 낮은 것을 선정 하는 알고리즘을 사용합니다.
선입선출 페이지 교체(FIFO Page Replacement)
페이지 교체 알고리즘 중에서 가장 간단한 알고리즘인 선입선출 알고리즘 을 살펴봅시다. 선입선출 교체 알고리즘은 각 페이지에 메모리 적재시간을 연관시켜 가장 오래된 페이지를 교체하는 알고리즘 입니다. 하지만 선입선출 알고리즘은 간단한 만큼 많은 문제점을 가지고 있습니다. 쉽게 생각해 봐도 오래된 페이지가 얼마나 자주 사용될지도 모르는데 모래되었다는 것 하나로 교체해 버리는 것은 참 무모해 보입니다. 가령 매우 중요한 변수를 들고있을 수도 있고 수없이 많이 수행되는 중요한 페이지 일수도 있기 때문입니다. 하지만 이렇게 페이지가 교체되어도 치명적인 문제는 일어나지 않습니다. 페이지가 교체되어도 필요한 시점에서 바로 부재처리 가 되어서 다시 메모리에 적재시키면서 프로세스가 동작하기 때문입니다. 하지만, 이 경우에는 페이지 부재율이 많이 높아지게 되고 효율적이지 못한 동작 이 일어난다고 볼 수 있습니다.
최적 페이지 교체(Optimal Page Replacement)
최적 페이지 교체 알고리즘을 알아보기 전에 Belady 의 모순 에 대해 알아봅시다. 보통 프로세스에게 얼마만큼의 프레임을 할당하는가 하는 문제에 있어서 많은 프레임을 할당하면 페이지 부재율이 낮아질 것으로 생각을 합니다. 하지만 위의 선입선출 알고리즘과 마찬가지로 Belady 의 모순이란 많은 프레임을 할당해 주었는데도 불구하고 반대로 페이지 부재율이 더 증가하는 현상을 일컷습니다. 이러한 Belady 의 모순이 없는 알고리즘을 찾던 와중에 최적 교체 알고리즘 이 탄생하게 되었습니다. 최적 교체 알고리즘은 간단히 말하면 앞으로 가장 오랫동안 사용되지 않을 페이지를 찾아 교체 하는 알고리즘이며, 프레임 수가 고정된 경우 가장 낮은 페이지 부재율을 보장 합니다. 하지만 불행하게도 이 알고리즘의 구현은 매우 어렵고 따라서 주로 비교 연구 목적을 위해 가장 최선의 경우를 계산할 목적으로 사용됩니다. 가령 특정 알고리즘을 개발하였는데 최적 알고리즘에 비해 12.3% 이상으로 나빠지지 않았다라는 연구결과를 얻는 등 일종의 레퍼런스로 사용됩니다.
LRU 페이지 교체(LRU Page Replacement)
최적 페이지 교체 알고리즘이 미래에 사용되지 않을 페이지를 찾아 교체하는 것이라 할때 최근의 과거를 미래의 근사치로 본다면 가장 오랜 시간 사용되지 않은 페이즈를 교체할 수 있고 이것이 LRU 알고리즘이다.
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