[운영체제] 프로세스

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프로세스란?

프로그램은 하드디스크 같은 저장장치에 보관되어 있다가 마우스로 클릭하면 실행된다. 프로그램이 실행된다는 것은 폰노이만 구조에 따르면 해당 프로그램 코드가 메모리에 올라와서 작업이 진행된다는 의미이다. 프로그램이 실행을 위해 메모리에 올라온 것을 프로세스라고 한다.

 

프로그램에서 프로세스로의 전환

어떤 프로그램이 프로세스가 되었다는 것은 메모리에 올라왔다고 할 수도 있지만 동시에 운영체제로부터 프로세스 제어 블록(PCB)을 받았다고도 할 수 있다. 하나의 프로세스를 처리하는데 필요한 다양한 정보들이 있을 것이다. 이러한 정보들을 보관하는 자료 구조가 바로 프로세스 제어 블록이다.

이전 포스팅에서 메모리 맵 입출력을 설명하면서 메모리의 나눠진 공간에 대한 그림을 봤을 것이다. 이전 포스팅에서 주목해야 했었던 것은 입출력 관리자를 위한 직접 메모리 접근용 메모리 공간이었다면 이번 포스팅에서 주목해야 할 것은 메모리의 운영체제 영역이다. 운영체제 또한 프로세스이므로 메모리에 올라와 있어야 한다. 따라서, 운영체제 영역을 만들어 운영체제가 해야 할 작업에 대한 데이터들을 보관한다. 이러한 운영체제 영역에 PCB가 만들어져 저장된다.

 

위의 내용들을 종합해 보자면 프로그램이 프로세스가 된다는 것은 메모리의 운영체제 영역에 해당 프로그램에 대한 PCB가 만들어지고 메모리의 사용자 영역에 프로세스로써 올라왔다는 뜻이다. 또한, 프로세스가 종료된다는 것은 해당 PCB가 폐기되어 메모리의 운영체제 영역에서 사라진다는 뜻이다.

 

프로세스의 상태

만약, 일괄 처리 시스템을 사용하는 컴퓨터라면 프로세스가 생성된 후 CPU를 얻어 작업을 마칠 때까지 점유하고 작업이 끝나면 종료된다. 따라서 일괄 처리 시스템의 프로세스 상태는 간단하게 생성, 실행, 완료 중 하나가 될 것이다.

 

하지만 현대 운영체제가 사용하고 있는 시분할 시스템의 프로세스 상태는 이보다 훨씬 복잡하다. CPU를 얻어 실행 중인 프로세스가 중간에 다른 프로세스에 CPU를 넘겨주는 일이 빈번하게 발생하기 때문이다.

 

아래 그림은 오늘날의 운영체제의 프로세스 상태를 나타낸 것이다. 프로세스 상태는 다음과 같다.

 

 

생성 상태

프로그램이 메모리에 올라오고 운영체제로부터 PCB를 할당받은 상태다.

 

준비 상태

실행 대기 중인 모든 프로세스가 자기 순서를 기다리는 상태다. PCB는 준비 큐(Ready Queue)에서 기다리며 CPU 스케줄러에 의해 관리된다. CPU 스케줄러는 준비 상태에서 준비 큐를 몇 개 운영할지, 어떤 PCB를 실행 상태로 보낼지 결정한다. 

이때 실행 상태로 바꾸는 작업을 디스패치(Dispatch)라고 한다.

 

실행 상태

프로세스가 CPU를 할당받아 실행되는 상태다. 준비 상태에 있는 프로세스 중 실행 상태에 들어가는 프로세스의 수는 CPU의 개수만큼이다. 프로세스는 자신에게 주어진 타임 슬라이스 동안만 작업할 수 있다.

- 주어진 타임 슬라이스를 다 사용하면 PCB를 준비 상태로 옮기는데 이를 타임아웃이라고 한다.
- 실행 상태 동안 작업이 완료되면 완료 상태로 옮긴다.
- 실행 상태에 있는 프로세스가 입출력을 요청하면 CPU는 입출력 관리자에게 입출력을 요청하고 해당 PCB를 대기 상태로 옮긴다. 

 

대기 상태(Blocking Status / Wait Status)

입출력 요청 같은 컴퓨터 시스템의 이벤트를 기다리고 있는 상태이다. 각 장치별로 마련되어 있는 대기 큐에 PCB들이 들어가 기다린다.

입출력 등의 이벤트가 완료되면 인터럽트가 발생되고 해당 이벤트를 요청한 PCB를 찾아 준비 상태로 이동시킨다.

 

완료 상태

프로세스가 종료되는 상태이다. 프로그램 코드와 사용했던 데이터를 메모리에서 삭제하고 PCB를 폐기한다. 만약 비정상적으로 종료되는 강제 종료를 만나면 디버깅하기 위해 강제 종료 직전의 메모리 상태를 저장장치로 옮기는 코어 덤프를 한다. 종료 직전의 메모리 상태를 확인함으로써 오류를 수정할 수 있게 된다.

 

활성 상태와 보류 상태

위의 다섯 가지 상태는 활성 상태(Active Status)라고 한다. 프로세스의 상태에는 활성 상태 외에 휴식 상태(Pause Status)와 보류 상태(Suspend Status)라는 특수한 상태가 있다.

 

휴식 상태

프로세스가 작업을 일시적으로 쉬고 있는 상태다. 휴식 상태인 프로세스는 사용하던 데이터가 메모리에 그대로 있고 PCB도 유지되므로 프로세스는 멈춘 지점에서부터 재시작할 수 있다.

 

보류 상태

프로세스가 메모리에서 잠시 쫓겨난 상태이다. 보류 상태에 들어간 프로세스는 메모리 밖으로 쫓겨나 스왑 영역에 보관된다. 스왑 영역은 메모리에서 쫓겨난 데이터가 임시로 보관되는 곳이다. 휴식 상태와 구분하자면 휴식 상태는 프로세스가 메모리에 있으나 멈춘 상태이고, 보류 상태는 스왑 영역에 있는 상태이다.

 

대기 상태에 있다가 보류 상태로 옮겨진 보류 대기 상태와 준비 상태에 있다가 보류 상태로 옮겨진 보류 준비 상태로 구분되고 각 상태에서 재시작하면 원래의 활성 상태로 들어간다. 보통 입출력을 기다리는 프로세스의 입출력이 계속 지연되면 보류 대기 상태로 들어가는데, 이때 보류 대기 상태에서 입출력이 완료되면 활성 상태가 아닌 보류 준비 상태로 옮겨간다.

 

 

 

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프로세스 제어 블록과 문맥 교환

 

프로세스 제어 블록

 

포인터

프로세스가 준비상태나 대기 상태일 경우에 큐로 운영이 되는데, 프로세스 제어 블록을 연결 시 큐로 구현하기 위해 포인터를 사용한다.

프로세스 상태

생성, 준비, 실행, 대기, 완료, 보류 등 프로세스가 현재 어떠한 상태에 있는지를 나타낸다.

 

프로세스 구분자(PID)

운영체제 내에 여러 프로세스가 있기 때문에 프로세스를 구분하기 위한 구분자가 필요하다.

 

프로그램 카운터(PC)

프로세스가 준비상태에서 실행상태 갈 경우 프로그램 카운터를 통해 다음 실행될 명령어의 위치를 알 수 있다. 또는 실행상태에서 준비상태로 갈 경우 프로그램 카운터에 저장하여 다음 실행될 명령어 위치를 저장한다.

 

프로세스 우선순위

CPU 스케줄러가 준비 상태에 있는 프로세스 중 실행 상태로 옮겨야 할 프로세스를 선택할 때 프로세스의 우선순위를 기준으로 삼기 때문에 저장한다.

 

각종 레지스터 정보

프로세스가 실행 중에 사용했던 레지스터 정보(누산기(Accumulator), 색인 레지스터, 스택 포인터 등)들이 저장된다. 이전 실행할 때 사용했던 레지스터 값들을 저장해야 다음에 실행할 수 있기 때문에 보관한다.

 

메모리 관리 정보

프로세스가 메모리의 어디에 있는지 알아야 하기 때문에 메모리 위치 정보가 필요하고 메모리 보호를 위해 사용되는 경계 레지스터, 한계 레지스터 값 등이 저장된다. 이외 세그먼테이션 테이블, 페이지 테이블 등의 정보도 포함된다.

 

할당된 자원 정보

프로세스를 실행하기 위해 사용되는 입출력 자원, 오픈 파일 등에 대한 정보가 들어간다. 어떤 프로세스가 파일을 오픈하여 작업한다고 했을 경우 파일에 대한 정보가 필요하기 때문에 저장해야 한다.

 

계정 정보

계정 번호, CPU 할당 시간, CPU 사용 시간 등이 저장된다.

 

PPID와 CPID

부모 프로세스 구분자(Parent PID)와 자식 프로세스 구분자(Child PID) 정보가 저장된다.

 

문맥 교환

문맥 교환(Context Switching)은 CPU를 차지하던 프로세스가 나가고 새로운 프로세스를 받아들이는 작업을 말한다. CPU에서 나가는 프로세스는 지금까지의 작업 내용을 PCB에 저장하고 새로 들어오는 프로세스는 PCB의 내용으로 CPU가 다시 세팅된다. 이와 같이 두 프로세스의 PCB를 교환하는 작업이 문맥 교환이다.

문맥 교환이 일어나는 경우는 다양하다. 일반적으로 한 프로세스의 타임 퀀텀이 지나면 발생하고, 인터럽트가 걸렸을 때도 발생한다. 이때, 인터럽트가 발생하면 현재 실행 중인 프로세스의 작업 내용을 PCB에 저장 후 인터럽트 관리 프로세스를 실행 상태로 만든다. 인터럽트 관리 프로세스는 인터럽트가 발생한 이벤트에 대한 인터럽트 처리를 하는데, 이와 같이 인터럽트 처리 시에도 문맥 교환이 발생한다.

 

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프로세스의 연산

 

프로세스의 구조

프로세스는 코드 영역, 데이터 영역, 힙 영역, 스택 영역으로 구성되어 있다.



코드 영역

사용자가 작성한 프로그램 함수들의 코드가 CPU에서 수행할 수 있는 기계어 명령 형태로 변환되어 저장되는 공간이다. 컴파일 타임에 결정되고 중간에 코드를 바꿀 수 없게 읽기 전용으로 되어있다.

 

데이터 영역

전역 변수 또는 static 변수 등 프로그램이 사용하는 데이터를 저장하는 공간이다. 전역 변수 또는 static 값을 참조한 코드는 컴파일이 완료되면 데이터 영역의 주소값을 가리키도록 바뀐다. 전역 변수나 static 변수가 변경될 수도 있어 읽기와 쓰기가 모두 가능토록 되어 있다.

 

힙 영역

프로그래머가 필요할 때마다 사용하는 메모리 영역이다. 힙 영역은 컴파일 타임이 아닌 런타임(프로그램 실행 중)에 결정된다.

 

스택 영역

호출된 함수의 수행을 마치고 복귀할 주소 및 데이터(지역변수, 매개변수, 리턴값 등)를 임시로 저장하는 공간이다. 이 영역은 함수호출 시 기록하고 함수의 수행이 완료되면 사라진다. 컴파일 시 스택 영역의 크기가 결정되기 때문에 무한정 할당할 수 없다. 따라서 재귀함수가 반복해서 호출되거나 함수가 지역변수를 메모리를 초과할 정도로 너무 많이 가지고 있다면 stack overflow가 발생한다.

 

프로세스의 생성과 복사

사용자가 프로그램을 실행하면 운영체제는 프로그램을 메모리로 가져와 코드 영역에 넣고 PCB를 생성한다. 그리고 메모리에 데이터 영역과 스택 영역을 확보한 후 프로세스를 실행한다.

 

fork() 시스템 호출의 개념

프로세스를 새로 생성하는 방법뿐만 아니라 실행 중인 프로세스로부터 새로운 프로세스를 복사하는 방법도 있다. fork( ) 시스템 호출은 실행 중인 프로세스로부터 새로운 프로세스를 복사하는 함수이다. 커널에서 제공하는 이 함수는 프로세스를 복사하는 일종의 시스템 호출이다. 이때 실행하던 프로세스는 부모 프로세스, 새로 생긴 프로세스는 자식 프로세스로서 부모 - 자식 관계가 된다.

 

fork() 시스템 호출의 동작 과정

 

fork() 시스템 호출을 하면 PCB를 포함한 부모 프로세스 영역의 대부분이 자식 프로세스에 복사되어 똑같은 프로세스가 만들어진다. 단, PCB의 내용 중 일부가 변경되는데 변경되는 부분은 다음과 같다.

- PID가 바뀐다. 그림을 보면 부모 프로세스는 326, 자식 프로세스는 368인 것을 확인할 수 있다.

- 부모 프로세스와 자식 프로세스가 차지하는 메모리의 위치가 다르므로 메모리 관련 정보가 바뀐다.

- PPID와 CPID가 바뀐다. 그림을 보면 자식 프로세스의 PPID는 326이고 CPID는 자식 프로세스가 없으므로 -1로 돼있는 것을 확인할 수 있다. 부모 프로세스도 마찬가지로 자식 프로세스를 생성하기 전에는 -1이었던 CPID가 368로 바뀌게 된다.

 

fork() 시스템 호출 장점

 

• 프로세스의 생성 속도가 빠르다 : 저장장치로부터 프로그램을 새로 가져오지 않고 기존 메모리에서 복사하기 때문에 생성 속도가 빠르다.
• 추가 작업 없이 자원을 상속할 수 있다 : 부모 프로세스가 사용하던 모든 자원을 추가 작업 없이 상속 가능하다.
• 시스템 관리를 효율적으로 할 수 있다: 프로세스를 종료하면 프로세스가 사용하던 메모리 영역, 파일, 하드웨어를 잘 정리해야 하는데, 이러한 정리를 부모 프로세스에게 맡김으로써 효율적인 관리가 가능하다.

 

프로세스의 전환

exec() 시스템 호출의 개념

 

• exec( ) 시스템 호출은 기존의 프로세스를 새로운 프로세스로 전환하는 함수이다.
• exec( ) 시스템 호출을 사용하는 목적은 프로세스의 구조를 재활용하기 위함이다.
• 프로세스를 만들기 위해서는 PCB를 만들고 메모리 자리를 확보하는 과정이 필요하지만 exec( ) 시스템 호출 사용하면 이미 만들어진 PCB, 메모리 영역, 부모 - 자식 관계를 그대로 사용할 수 있다.
• 새로운 코드 영역만 가져오기 때문에 운영체제 작업이 수월하다.

exec() 시스템 호출의 동작 과정

• 코드 영역에 있는 기존의 내용을 지우고 새로운 코드로 바꾼다.
• 데이터 영역이 새로운 데이터로 채워지고 스택 영역은 리셋된다.
• PCB의 PID, PPID, CCID, 메모리 관련 정보 등은 바뀌지 않지만 프로그램 카운터, 각종 레지스터 정보와 사용한 파일 정보는 모두 리셋된다.

 

프로세스 계층 구조

 

유닉스의 프로세스 계층 구조

유닉스에서 커널이 처음 메모리에 올라와 부팅되면 커널 관련 프로세스를 여러 개 만드는데, 그중 init 프로세스는 전체 프로세스의 출발점이 된다. 운영체제는 프로세스를 효율적으로 관리하기 위해 init 프로세스를 만든 다음 나머지 프로세스를 init 프로세스의 자식으로 만든다. 운영체제에 있는 모든 프로세스는 init 프로세스의 자식이 되어 위 그림과 같이 트리 구조를 이룬다.

 

이러한 프로세스 계층 구조는 여러 작업을 동시에 처리할 수 있게 하여 다중 사용자 시스템을 가능하게 하고 종료된 프로세스의 자원을 회수하는데 유용하다.

 

고아 프로세스와 좀비 프로세스

 

고아 프로세스

자식 프로세스가 종료되기 전에 부모 프로세스가 먼저 종료되면 자식 프로세스는 고아 프로세스가 된다.

 

좀비 프로세스

자식 프로세스가 종료되었는데도 부모 프로세스가 뒤처리를 하지 않을 때 발생한다. 만약 고아 프로세스에 대한 처리가 이루어지지 않으면 고아 프로세스는 좀비 프로세스가 된다.

 

 

💡 더 나아가기

대다수의 운영체제에서 PID 1 은 init 프로세스(UNIX 계열 OS) 혹은 init 프로세스 역할을 하는 프로세스가 가져간다. init 프로세스는 고아 프로세스를 입양하기 때문에 모든 프로세스의 직/간접적인 부모 프로세스가 된다. 따라서, 모든 프로세스는 고아 프로세스가 되면 init 프로세스가 입양하여 해당 고아 프로세스가 좀비 프로세스가 되지 않게 처리한다.

정확하게 말하자면 고아 프로세스는 자신의 종료를 알리는 SIGCHLD 시그널을 받아서 처리해 줄 부모 프로세스가 먼저 종료될 때 발생하는데 init 프로세스가 대신 그 역할을 해준다. 더 정확하게 말하자면 부모 프로세스는 wait() 혹은 waitpid() 시스템 콜을 사용해서 자식 프로세스의 종료를 기다리고 종료되면 리소스를 해제하는데, 만약 이런 처리를 해줄 부모 프로세스가 먼저 종료된다면 init 프로세스가 입양하여 init 프로세스에 등록되어 있는 SIGCHLD에 대한 시그널 핸들러의 동작으로 고아 프로세스의 리소스를 해제함으로써 좀비 프로세스가 되는 것을 방지한다.

참고로 init 프로세스는 다른 프로세스를 관리하기 위한 프로세스이므로 이와 관련된 여러 시그널에 대한 시그널 핸들러가 등록되어있다.