Virtual Memory

Virtual Memory

앞서 memory management 단원에서는 메모리 공간을 어떻게 효율적으로 사용하여 최대한 빈공간 없이 사용할 수 있을까 에 대해 알아보며 paging기법을 주로 다뤘습니다. 하지만 앞서 다뤘던 메모리 관리 기법들은 전부 한 프로세스에서 돌아가는 모든 코드나 데이터가 메인 메모리에 올라와있는 상태에서 이루어졌습니다.

Virtual memory 는 메모리 관리 기법 중 하나로 현재 돌아가는 프로그램이 전부 메인 메모리에 올라와있지는 않지만 사용자, 개발자 입장에서는 내부 상황을 정확히 모르고 그냥 프로그램이 메인 메모리에 올라와있는 것처럼 사용하게 하는 기법을 말합니다.

가상메모리란 프로세스가 메모리에 다 올라와 있지 않더라도 실행시킬 수 있게 만드는 전략입니다.

장점

  • 프로그램은 더이상 메인메모리에 의해 크기가 제한되지 않는다
  • 프로그램이 메인메모리를 더 적게 차지하기 때문에, 더 많은 프로그램들이 돌아갈 수 있다.

  • 적은 I/O 요청으로 더 빠르게 돌아갈 수 있다

    프로그램 중 빈번히 사용되는 부분은 극히 적으므로, 자주 사용하지 않는 코드들 보단 자주 사용되는 코드들을 메모리에 올림으로 disk 에 오히려 적게 접근하게 됩니다.

Demand Paging

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프로그램 실행 시작시에 프로그램 전체를 디스크에서 메인메모리에 올리는 대신 초기에 필요한 페이지만 로드하여 Virtual Memory 기법이 가능하게 합니다. 이처럼 현재 필요한 페이지만 메모리에 올리는 것을 Demand Paging(요구 페이징) 이라고 합니다.

Page Fault (페이지 부재)

페이지 부재는 위에서 살펴본 CPU 가 접근하려는 페이지가 메모리에 없는 경우(page table 의 valid bit = 0)입니다.

아래는 demand paging 의 상황에서 만약 page fault 가 발생했을 때 시스템 내부적으로 일어나는 일입니다.

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  1. 내부적인 테이블(pcb 안에 있는) 을 확인하여 해당 호출이 valid한 메모리 호출인지 아닌지를 판단
  2. 만약 해당 호출이 invalid 하였으면, 프로세스를 종료시킨다. valid 하면 해당 페이지를 메인 메모리로 불러오기로 한다
  3. free frame 을 찾는다.
  4. 디스크에서 해당 페이지를 찾아 해당 frame 에 할당하도록 스케줄링한다
  5. 만약 디스크에서 읽는 작업이 완료되면 해당 페이지가 메인 메모리에 있다고 internal table 과 page table을 수정해준다.
  6. trap에 의해 interrupt 된 코드를 재실행시켜준다.

Pure Demanding paging

프로세스가 최초로 실행될 때 어떤 페이지가 필요한지 알 수 없으므로, 아무 페이지를 메모리에 올리지 않고 시작하는 방법입니다. 그래서 프로그램이 실행되자마자 page fault 가 발생하고, 순수하게 필요한 페이지만 올리게 됩니다.

Pure demanding paging 의 장점은 메모리를 최대한 효율적으로 사용할 수 있다는 점에 있지만, prepaging 보다는 느리다는 특징을 가지고 있습니다.

Prepaging

pure demanding paging 과 반대되는 개념으로 프로그램을 실행할 때 필요할 것이라 판단되는 페이지를 미리 올리는 방법입니다.

Prepaging 은 page fault 가 일어날 확률이 적으므로 속도면에서 빠르지만, 미리 올라간 페이지를 사용하지 않는다면 메모리가 낭비된다는 단점을 가지고 있습니다.

Swapping vs Demand paging

Paging 을 다루는 단원에서는 page 를 빼고 메모리에 올리는 작업을 swapping 이라고 했는데 demand paging 과는 어떤 점이 달라서 구분해 놨는지 헷갈릴 수 있습니다.

일단 공통점은 앞서 설명한 바와 같이 디스크에서 필요한 값들을 메모리에 옮긴다는 것인데, swapping 은 프로세스를 통째로 올리고 demand paging 은 프로세스가 또 나눠진 페이지 단위로 디스크에서 메모리로 page 를 올린다는 개념입니다.

즉, 디스크에서 메모리로 올리는 단위가 다르다고 볼 수 있습니다.

Page Replacement

page fault 가 일어날 때 메인 메모리가 꽉 차있으면 특정 frame 에 있는 page를 빼고 디스크에 있는 page 를 로드시킬 수 있어야 합니다. 그러면 메인 메모리에 있는 page 들 중 어떤 page 를 빼는 것이 좋을까요?

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위의 그림처럼 page replacement가 일어날 때 아래와 같은 과정을 거칩니다.

  1. 디스크에서 원하는 page의 위치를 찾습니다.
  2. free frame 을 찾습니다
    1. 만약 free frame이 있다면 해당 frame 을 사용
    2. 만약 없다면 victim frame 을 찾기 위해 page-replacement algorithm을 사용합니다
    3. 디스크에 victim frame 을 저장하고(page-out) 그에 따라 page table, frame table 을 수정합니다
  3. free 된 frame 에 요청한 page 를 읽어오고(page-in) 그에 따라 page table, frame table을 수정합니다.
  4. page fault가 일어나기 직전상태의 process를 실행시킵니다.

Victim Page

위에서 page-out 을 해줄 page를 고를 때 해당 page 가 수정되지 않으면 disk에 도로 써줄(write 작업) 필요가 없으므로, CPU 입장에서 수정되지 않은 페이지를 고르는 것이 효율적으로 보입니다.

그러면 해당 페이지가 수정되었는지 안되었는지를 판단할 수 있어야 하는데, 이를 위해 page table에 modified bit(dirty bit) 을 추가하여 이를 검사하게 됩니다. 해당 페이지가 수정되었다면 이 bit 을 1로 두고 안되었다면 0으로 둡니다. 이를 이용해서 victim page 는 최대한 수정되지 않은 페이지를 선택하게 되는 것입니다.

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위의 그림에서는 0, 2, 3 page 가 victim page가 될 확률이 높습니다.

그럼 위 3개중 어떤 걸 victim page 로 고르게 될까요? 가장 간단한 방법은 랜덤하게 선택하는 거겠지만, 어떻게 선택하느냐에 따라 시스템의 성능이 달라질 수 있으므로, 이를 선택하는 다양한 page replacement algorithm 이 제시가 되었습니다.

FIFO Page Replacement

가장 간단한 알고리즘으로 가장 먼저 page-in한 페이지를 먼저 page-out 시키는 방식입니다. 이를 사용한 이유는 초기화 코드가 더 이상 사용되지 않을 것이라는 아이디어에서 시작했습니다.

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Belady’s Anomaly

상식적으로 프레임 수가 증가하면(메모리가 커지면) page fault 의 수가 줄어드는 것이 정상적입니다.

하지만 위의 FIFO 알고리즘을 사용했을 땐, 오히려 frame 의 크기가 증가해도 page fault 가 증가할 수가 있습니다.

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사실 FIFO 뿐 아니라 다른 replacement algorithm 에서도 발생할 수 있는 문제로 이를 해결하기 위해 더 성능이 좋은 replacement algorithm 을 찾았습니다.

Optimal Page Replacement

오랫동안 참조되지 않을 page를 replace하는 기법입니다. 이름에서도 알 수 있듯이 가장 효율적인 페이지 교체 알고리즘입니다.

여기서 가장 오랫동안 사용되지 않을 페이지를 계산하기 위해 현제 시점에서 그 이후에 최초로 나타나는 시점의 거리를 dist로 두고 이 값이 가장 큰 페이지를 victim page 로 선정하게 되는 방식입니다.

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하지만 이 방법은 미래에 어떤 page가 불리울지 미리 알아야 하기 때문으로 opt방식은 현실적으로 구현이 불가능합니다.

Least Recently Used(LRU) Page Replacement

LRU 방식은 최근에 사용되지 않으면 나중에도 사용되지 않을 것이라는 가정하에 가장 오랫동안 사용하지 않은 page 를 victim page 로 선정하는 기법입니다.

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LRU의 구현

  • Counter

    page table의 entry 마다 해당 page를 언제 사용했는지 marking 하고, 특별한 register로 logical clock 역할을 하게하여 메모리를 참조할 때마다 1씩 증가하도록 합니다. 그리고 만약 해당 page 가 참조된다면, clock register 의 값을 page entry 에 복사시켜 넣습니다.

    만약 page replacement가 필요하다면 가장 작은 time value를 가진 entry를 page-out 시켜주면 됩니다.

    추가적으로, 이를 구현할 때 context switching이 일어난다 하더라도 시간값은 유지되도록, clock 값이 overflow가 일어나지 않도록 특별히 유의해야 합니다.

  • Stack

    page number 을 담는 stack으로 LRU replacement를 구현할 수 있습니다.

    page 가 참조될 때마다 해당 page 를 스택에서 빼주고 top에 다시 넣어줍니다. 이런식으로 구현하면 stack 의 바닥에 있는 page 가 바로 LRU 로 victim page 로 선정됩니다.

    이 구현에서는 stack 의 중간에 있는 entry 가 제거되어야 하므로, double linked list 자료구조를 사용하면 유용합니다. Update할때마다의 시간은 좀 증가하겠지만, replace를 해야할 Page를 찾는 일은 tail pointer에 있는 값만 빼주면 되므로 간편합니다.

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LRU Approximation algorithms

현대의 많은 컴퓨터는 LRU 기법을 이용하여 페이지를 교체하지만, 하드웨어의 서포트가 충분하지 않는 컴퓨팅 환경에서는 LRU 를 구현하는데 제한이 있을 수 있습니다. 이를 위해 대안적으로, 해당 page가 참조되면 marking 하는 reference bit 을 이용하여 페이지 교체 알고리즘을 수행합니다.

Reference bit algorithm

각 page는 0이라는 하나의 reference bit 을 가지고 있어 만약 해당 page가 참조된다면 1 로 bit 을 바꿔줍니다. 그리고 page replacement가 일어난다면 bit 가 0 인 page 를 교체합니다.

timer을 두고 주기적으로 모든 page 의 bit 을 0으로 바꿉니다. 이렇게 하면 0인 page는 unique 하지 않을 가능성이 높으므로 이렇게 고른 page 들 중 FIFO 를 한다던지 하여 victim page 를 골라줍니다.

하지만 이 알고리즘을 사용한다면 timer의 주기에 따라 모든 page 의 bit이 0으로 바뀌고 replace 된 page 가 바로 불리우는 상황이 있을 겁니다. 이 문제를 해결하기 위해 second-chance algorithm을 사용할 수 있습니다.

Second-chance algorithm (clock algorithm)

second-chance algorithm 의 기반 알고리즘은 FIFO 입니다. FIFO 에 의해 victim page가 선택된다면 해당 page 의 reference bit을 살펴봅니다. 만약 해당 값이 0이면 page replacement 를 수행하고, 1이면 해당 bit을 0으로 수정하고 FIFO 상 다음 page 를 살펴봅니다.

이 알고리즘을 구현하는 방법에는 circular queue 를 사용하는 방법이 있습니다. 해당 queue 의 pointer은 다음에 교체해야 할 page 를 가르킵니다. 만약 빈 frame이 필요해지면, pointer 는 reference bit 이 0인 page 가 나올 때 까지 진행하면서, 지나간 page 들의 reference bit 을 0으로 바꿔주면서 이동합니다. 만약 victim page 를 찾으면, 해당 페이지를 교체합니다.

이 방법을 이용한다면 만약 해당 reference bit 이 전부 1일때는 한바퀴를 통째로 돌고 FIFO 방식으로 돌기 때문에 비효율적일 수 있습니다.

Enhanced Second-chance algorithm

위의 second change algorithm 처럼 reference bit 을 보고, 추가적으로 modified bit(dirty bit) 을 참고하여 교체될지 결정하는 알고리즙입니다. 이 두 bit 을 참조하면 page 들은 아래 4개의 case 를 가질 수 있습니다.

reference bit modified bit 설명 교체 순위
0 0 최근에 사용되지도 않고 변경되지도 않은 경우 1
0 1 최근에 사용되지 않고 변경만 된 경우 2
1 0 최근에 사용되었으나 변경되지 않은 경우 3
1 1 최근에 사영되었고 변경도 된 경우 4

Counting-Based Page Replacement

Least Frequently Used(LFU)

가장 많이 적게 사용된 page 를 교체해주는 알고리즘입니다.

하지만 맨 처음에 엄청 불리우고 그 이후로는 자주 쓰이진 않는 코드가 교체되지 않는 문제가 있습니다.

Most Frequently Used(MFU)

가장 많이 불리운 page 를 교체하는 알고리즘입니다. 해당 알고리즘은 가장 적게 불리운 page는 가장 최근에 불리웠다는 가정으로 교체해주지 않는 특징을 가지고 있습니다.

Page-Buffering Algorithms

앞서 설명드렸던 구체적인 page replacement algorithm외에 추가적으로 적용시키면 더 빨라지는 알고리즘들이 있습니다. 이 중 하나로 free frame 을 미리 생성하고 갖고 있다가 필요할 때 할당해줘 메모리 요청을 한 프로세스가 다시 instruction restart 을 최대한 빨리 할 수 있도록 해줍니다.

Page fault 를 빨리 처리해야 프로세스가 빨리 실행될 수 있기 때문에, 이런 바쁜 시간이 아닌 시간이 남을 때(CPU가 idle할 때) free frame 을 미리 확보해 놓아 page fault가 발생한다면 frame 을 비울 필요없이 바로 disk에서 페이지를 찾아 넣어주도록 합니다.

이 방법을 더 좋게 사용하는 법은 미리 page-out을 시킬 때, 해당 프레임의 페이지를 지워주는 것이 아닌 old page 로 남겨 만약 해당 페이지의 request가 일어날 때 다시 해당 페이지를 참조하는 식으로 성능을 높일 수 있습니다.

이와 비슷한 방식으로 dirty page 를 write back 할 때에도 paging device 가 idle할때 미리 write back 하는 방식으로 컴퓨터의 하드웨어를 효율적으로 사용할 수 있습니다.

Allocation of Frames

앞에선 메모리가 꽉 찼을 때 프로세스가 page fault 를 낸 상황에서 어떻게 원하는 page 를 메모리에 로드할까에 대해 다뤘었습니다.

이제는 멀티 프로세스 환경에서 어떻게 free frame 을 프로세스에 잘 할당할 것인가에 대해 다뤄보겠습니다.

Minimum Number of Frames

기본적으로 프로세스마다 주어지는 frame 의 개수에는 최소값이 시스템적으로 정의되어 있습니다. 만약 한 프로세스당 주어지는 frame 이 매우 적다면 page fault 가 많이 일어나 프로세스의 진행이 느려지는 효과가 있기 때문입니다.

Frame Allocation Algorithms

현재 m 개의 빈 frame 이 있다고 할 때 프로세스가 n 개 돌아간다고 할 때 이를 할당하는 방법은 equal allocation 과 proportional allocation 이 있습니다.

  • equal allocation

    OS 에 메모리를 할당하고 남는 메모리 공간 100 frame 이 있다고 하고 5개의 프로세스가 실행된다고 가정하면, 각 프로세스에 20개의 프레임을 주는 방식입니다.

  • proportional allocation

    각 프로세스가 요구사항에 비례하여 프레임이 할당됩니다.

Global vs Local Allocation

  • local allocation
    • page replacement 가 일어날 때 메모리를 참조한 프로세스의 페이지만 replace 할 수 있는 방식입니다.
    • 프로세스에 할당된 페이지의 개수는 변하지 않아 프로세스 동작이 항상 비슷한 양상으로 흘러갑니다.
    • 그러나 잘 안쓰이는 프로세스의 페이지가 계속 메모리에 남아 메모리 낭비가 된다는게 단점입니다.
  • global allocation
    • page replacement 가 일어날 때 프로세스 입장에서 내 page 인지 다른 process 의 page 인지 상관없이 replace 시킬 수 있는 방식입니다.
    • 우선순위가 낮은 프로세스의 페이지를 교체시켜 page fault 수를 줄여 성능을 높여줍니다.
    • 메인메모리 안의 페이지는 해당 프로세스에 연관되어 있을 뿐 아니라 다른 프로세스의 페이징 behavior 에도 연관이 있어서 같은 프로세스라도 외부상황에 따라 다르게 동작할 수 있습니다.

고로 보통 global replacement가 througput 이 좋게 나오는 경우가 일반적이어서 global replacement가 보통 쓰인다고 합니다.

Global Page replacement algorithm 구현

특정 threshold 를 설정하여 이 기준보다 낮은 free frame 이 있으면 page replacement 를 하도록 하여 free frame list에서 모든 메모리 요청을 만족한다. 이 전략은 항상 어느 정도의 free memory가 존재하도록 보장해줍니다.

Threshold보다 적은 free frame 수가 되면 kernel routine , reaper 가 동작하면서 maximum threshold 까지 빈 프레임을 증가시킵니다.

이 reaper 은 모든 replacement algorithm 을 적용시킬 수 있지만, 특히 LRU approximation을 사용합니다. 그래서 상황에 따라, 빈 공간이 적으면 LRU를 포기하고 FIFO 를 하거나 LINUX 같은 경우에는 OOM killer가 발동하여 OOM score 에 따라 점수를 매겨 프로세스들을 종료시켜 메모리를 확보한다고 합니다.

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Non-Uniform Memory Access (NUMA)

시스템 내에 CPU 와 메모리가 어떻게 연결되었는지에 따라 CPU 마다의 메모리 접근속도가 다름에 따라 process 별로 latency group 으로 나누어 실행할 CPU 를 정해주는 architecture.

Thrashing

일반적으로 메모리에 올라가는 프로세스의 개수가 증가할 수록 CPU 사용률은 올라가는게 당연하지만, 동시에 올라가는 메모리 개수가 늘어나면 오히려 CPU 이용율이 감소하는 현상이 일어납니다.

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이 현상이 발생하는 이유는 프로세스가 증가할수록 메인메모리에 비어있는 frame 개수가 줄어들게 되고 결국 모든 frame 이 차게 되서 page fault 가 많이 일어나 실제로 instruction 을 실행하는 시간보다 page-in/out 하는 시간이 커져 CPU 가 일을 오히려 못하게 됩니다.

Page Fault 가 너무 자주 발생하여 시스템이 돌아가는데 시간을 많이 잡아먹는 상황

해결방법

1. Global Replacement 보다는 Local Replacement 를 사용하는것

  • 앞서 살펴 보았듯이 메모리 사용 효율이 떨어진다는 단점이 존재.

2. 프로세스당 충분한 수의 frame 을 할당한다.

얼만큼이 적당한가?

앞서 설명했던대로 frame 들을 할당하는 방법에는 2가지 방법이 있습니다.

  • Equal Allocation
  • Proportional Allocation

정적으로 프레임을 할당한다면 프로세스 크기를 고려하지 않으므로 매우 비효율적이어서 동적할당의 방법을 사용하는 것이 좋습니다.

Working Set Model

프로세스가 실행 중일 때 어느 페이지를 사용하는지 실험한 결과에서 Locality 성질이 성립한다는 것을 발견할 수 있었습니다.

이를 이용하여 해당 프로세스가 실행되는 특정 시간에 따라 사용되는 페이지의 개수만큼 프레임을 할당시켜준다는 개념입니다.

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위 그림은 working-set model 의 동작을 나타낸 그림입니다. 변수 $\Delta$ 는 현재 시간 t 로부터 이전 값을 보는, OS 가 정해주는 값으로 만약 현재 $t_1$ 시간이라면, working set 은 과거에 불렸던 page 들로 {1, 2, 5, 6, 7} 이 되어 frame 을 5만큼 할당시키게 됩니다.

이렇게 각 프로세스마다 working set 의 크기를 다 합한 값을 D 라고 하면, 이 D 는 결국 각 프로세스가 필요로 하는 frame 수이므로 이 D 가 메인메모리의 총 frame 개수보다 적게 OS 가 관리하여 thrashing 이 일어나지 않도록 합니다.

Page Fault Frequency

Thrashing 을 어떻게 방지할 것인가에 따른 해결책으로 page-fault frequency 의 방법이 제시됐습니다.

만약 page-fault rate 이 너무 크다면 해당 process 는 더 많은 frame 을 할당해야 하고, 너무 낮으면 프로세스는 너무 많은 frame 을 가지고 있다는 의미가 됩니다.

운영체제 입장에서는 프로세스의 frame 마다 page-fault 의 발생 빈도를 측정하여 아래와 같은 그래프로 나타낼 수 있습니다.

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그래서 OS 가 임의적으로 upper bound, lower bound 를 설정하여 page-fault 의 빈도에 따라 해당 프로세스에 frame 을 더 할당할 것인가, 덜 할당할 것인가를 판단하여 thrasing 을 해결하는 방법을 PFF 이라고 합니다.

Page Size

현재 컴퓨팅 환경에서 페이지는 일반적으로 4KB ~ 4MB 의 크기를 가집니다. 이 페이지 크기에 따라 컴퓨터의 성능이 바뀌기도 하는데 어떤 요인으로 인해 바뀌는지 살펴봅시다.

  • Internal Fragmentation

    페이지 크기가 클수록 페이지 안에 빈 공간이 발생할 확률이 높음

  • Page-in/out 시간

    페이지가 클수록 읽어오는 데이터가 많아져 시간이 오래 걸리게 된다.

  • 페이지 테이블 크기

    페이지가 클수록 페이지 개수가 줄어들어 테이블 크기도 줄어든다.

  • Memory Resolution (해당 메모리에 필요한 데이터가 있을 확률)

    페이지 크기가 클수록 필요없는 데이터가 있을 확률이 높으므로 resolution 이 낮다.

  • page-fault 발생 확률

    locality 와 관련하여 프로세스가 필요한 메모리가 페이지가 클수록 해당 페이지가 갖고 있을 확률이 높으므로 page-fault 가 적게 일어난다.

page size big page size small
Page fault 발생 확률 Down Internal Fragmentation Down
page table 크기 Down Page-in/out 시간 Down
  Memory Resolution UP

Questions

  • Virtual Memory란?
    • 정의 : 프로세스의 일부를 메모리에 올려 실행이 가능하도록 하는 기법

    • 장점, 쓰는 이유

      → (프로세스를 통째로 올리는거에 비해 뭐가 더 좋은가?)

      1. 프로그램의 크기를 메인메모리의 크기와 상관없이 크게 만들 수 있다.
      2. 프로그램이 메인메모리를 더 적게 차지하기 때문에, 더 많은 프로그램들이 돌아갈 수 있다.
      3. 적은 I/O 요청으로 더 빠르게 돌아갈 수 있다
    • 구현 : Demand paging 을 이용하여 page-in/out을 수행한다.
  • Page Fault란?
    • 정의 : CPU가 요청한 page 가 없어 secondary storage 에서 페이지를 가져와야 하는 경우
    • 남는 frame이 없을 경우 victim page를 고르는 page replacement algorithm이 적용되어야함
    • page replacement algorithm 으로는 LRU 가 가장 많이 쓰이고 LRU 를 사용하지 못하는 컴퓨팅 시스템에서는 LRU approximation algorithm 으로 reference bit algorithm, second chance algorithm 을 사용함
  • Thrashing 이란
    • 메인메모리에 올라오는 프로세스의 수가 많아지면 CPU utilization 이 원래는 높아져야 하는데, 특정 프로세스 이상이 되면 오히려 줄어드는 현상

    • 해결방법 : 프로세스당 충분한 양의 frame을 보장해줄 것

      → 그럼 프로세스당 얼마만큼의 frame 을 보장해야하는가?

      • working-set model을 적용하여 프로세스당 필요한 프레임 계산 가능
      • page fault frequency을 모니터링하여 lower bound, upper bound 에 따른 frame 할당을 변화시키면서 thrashing을 조절할 수 있음

[[운영체제 정리] 16: 가상 메모리 (Virtual Memory) 완숙의 에그머니🍳](https://wansook0316.github.io/cs/os/2020/04/06/%EC%9A%B4%EC%98%81%EC%B2%B4%EC%A0%9C-%EC%A0%95%EB%A6%AC-16-%EA%B0%80%EC%83%81%EB%A9%94%EB%AA%A8%EB%A6%AC.html)