[운영체제] 가상 메모리

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현대 메모리 관리의 가장 큰 특징은 물리 메모리의 크기와 프로세스가 올라갈 메모리의 위치를 신경 쓰지 않고 프로그래밍하도록 지원한다는 것이다. 이것을 가능하게 하는 메모리 시스템을 가상 메모리라고 부른다.
 

가상 메모리의 크기와 주소

가상 메모리 시스템에서 모든 프로세스는 메모리의 어느 위치에 있는지 상관없이 0번부터 시작하는 연속된 메모리 공간을 가진다. 가상 주소는 물리 메모리 공간이 아닌 가상의 주소 공간을 가진다. 가상 메모리는 크게 프로세스가 바라보는 메모리 영역과 메모리 관리자가 바라보는 메모리 영역으로 나뉜다.
 

 
이론적으로는 가상 메모리의 크기는 무한대이지만, 실제로 가상 메모리의 최대 크기는 컴퓨터 시스템이 가진 물리 메모리의 최대 크기로 한정되며, CPU의 비트에 따라 결정된다. 32bit CPU의 최대 메모리 크기는 4GB이므로 가상 메모리의 최대 크기는 4GB이지만, 4GB보다 더 큰 메모리가 필요한 경우 저장장치 영역인 스왑 영역으로 부족한 메모리 공간을 보충한다.
 
따라서 가상 메모리에서 메모리 관리자가 사용할 수 있는 메모리의 전체 크기는 물리 메모리와 스왑 영역을 합한 크기이다. 가상 메모리 시스템에서 프로세스가 사용하는 가상 주소를 실제 메모리의 물리 주소로 변환하는데, 이러한 작업을 동적 주소 변환(DAT: Dynamic Address Translation)이라고 한다.
 
가상 메모리 시스템에서 가상 주소는 실제로 물리 주소나 스왑 영역 중 한 곳에 위치한다. 메모리 관리자는 가상 주소와 물리 주소를 일대일로 매핑한 테이블로 관리한다.
 

 
위의 그림은 메모리 매핑 테이블을 나타낸 것으로, 가상 주소가 물리 메모리의 어느 위치에 있는지 알 수 있다. 위의 매핑 테이블은 가변 분할 방식을 이용한 세그먼테이션 기법에서 사용하는 세그먼테이션 매핑 테이블(Segmentation Mapping Table)이다. 반대로, 고정 분할 방식을 이용한 페이징 기법에서 사용하는 페이징 매핑 테이블(Paging Mapping Table)도 존재한다.

이제부터 메모리 관리 작업 중 메모리 배치(Placement)와 관련된 두 가지 정책에 대해 알아보자.
 
 

페이징 기법

고정 분할 방식으로 메모리를 분할하여 관리하는 페이징 기법에서 가상 주소를 물리 주소로 변환하는 방법과 매핑 테이블 관리 방법을 살펴보자.

페이징 기법의 구현

 

 
가상 주소의 분할된 각 영역을 페이지라고 부르며 첫 번째 영역은 페이지 0, 두 번째 영역은 페이지 1과 같이 번호를 매겨 관리한다. 물리 메모리의 각 영역은 가상 주소의 페이지와 구분하기 위해 프레임이라고 부른다. 프레임도 페이지와 마찬가지로 번호를 매겨 관리한다. 페이지와 프레임의 크기는 같다.
 
페이지 테이블(Page Table)은 모든 페이지의 위치 정보(자신과 매핑된 프레임 번호)를 담는다. 페이지 테이블은 하나의 열로 구성된다. 각각의 한 줄을 페이지 테이블 엔트리라고 부른다. invalid는 해당 페이지가 스왑 영역에 있다는 의미이다.
 

페이징 기법의 주소 변환

 

 
예를 들어, 위의 그림처럼 가상 주소 공간과 물리 주소 공간을 10B로 나누었다고 가정해 보자. 만약, 프로세스가 가상 주소 18번에 어떤 값을 저장하려면 다음과 같은 주소 변환 과정을 거친다. 먼저, 가상 주소 18번이 어느 페이지에 있는지 페이지 테이블에서 찾는다. 페이지 테이블에서 가상 주소 18번이 프레임 3에 있다는 것을 알아내면 프로세스가 저장하려는 값을 프레임 3의 8번 위치에 저장한다.
 
이러한 주소 변환 과정을 정형화할 수 있다. 페이징 기법에서는 가상 주소를 VA = <P, D>로 표현한다. P는 페이지, D는 페이지의 처음 위치에서 해당 주소까지의 거리(Distance)를 의미한다. D를 오프셋(Offset)이라고 정의하기도 한다. 따라서, 위의 가상 주소 18번에 대해서 VA = <1, 8>라는 정형화된 표기법으로 표현할 수 있다.
 
페이징 기법의 주소 변환은 가상 주소 VA = <P, D>를 물리 주소 PA = <F, D>로 변환하는 것이다. F는 프레임을 의미한다. 따라서, 위의 가상 주소 18번의 물리 주소 변환을 다음과 같이 표현할 수 있다.

VA = <1, 8> -> PA = <3, 8>

 
이때, 페이지와 프레임 하나의 크기를 10B로 규정하면 가상 주소 18번은 VA = <1, 8>, 물리 주소 38번은 PA = <3, 8>인 것이다. 또한, 페이지의 크기가 10B가 아닌 임의의 크기일 경우 가상 주소를 <P, D>로 변환하는 공식은 다음과 같다.

P = 가상 주소 번지수 / 한 페이지의 크기
D = 가상 주소 번지수 % 한 페이지의 크기

 

페이지 테이블 관리

페이지 테이블 영역
시스템에 여러 개의 프로세스가 존재하고 프로세스마다 페이지 테이블이 하나씩 있기 때문에 페이지 테이블 관리가 복잡하다. 메모리 관리자는 특정 프로세스가 실행될 때마다 해당 프로세스의 페이지 테이블을 참조하여 가상 주소를 물리 주소로 변환하는 작업을 반복한다. 페이지 테이블은 메모리 관리자가 자주 사용하는 자료구조이므로 필요시 빨리 접근할 수 있어야 하기 때문에 물리 메모리의 커널 영역의 일부분인 페이지 테이블 영역에 모아져 있다.
 
페이지 테이블 관리의 가장 큰 문제는 페이지 테이블의 수나 크기가 늘어나면 물리 메모리의 커널 영역이 늘어나 그만큼 사용자 영역이 줄어든다는 것이다. 물리 메모리의 크기가 작을 때는 프로세스처럼 페이지 테이블의 일부도 스왑 영역으로 옮겨진다.
 

 
위의 그림을 보면 PTBR라는 것을 볼 수 있는데, PTBR은 각 페이지 테이블의 시작 주소를 보관하고 있는 페이지 테이블 기준 레지스터(Page Table Base Register)라고 한다. 이때, PTBR은 각 프로세스의 PCB에 저장된다.
 
 
쓰기 시점 복사(Copy On Write)
크롬 브라우저 같이 하나의 응용 프로그램에서 여러 개의 프로세스를 실행시키는 경우에는 모든 프로세스를 메모리에 올려놓고 사용하기보다는 메모리에 하나의 프로세스만 올려놓고 다른 프로세스들이 공유하는 방식이 메모리 낭비를 막을 수 있을 것이다.
 
하나의 응용 프로그램에서 여러 개의 프로세스를 생성할 때에는 fork() 시스템 호출을 사용해 기존 프로세스를 복사해서 생성하는데 이때, 기존 프로세스가 사용하던 페이지 테이블도 복사된다. 그러나, 복사된 페이지 테이블에서 각 페이지와 매핑된 프레임들 중 기존 프로세스와 공유할 수 있는 프레임도 있지만 공유할 수 없는 프레임도 존재한다.
 
만약, 기존 프로세스에서 사용하던 변수값을 복사된 프로세스에서 변경한다면 기존 프로세스에 영향을 끼치기 때문에 이러한 경우에는 같은 프레임을 공유할 수 없다. 그렇다고 이 변수를 저장하기 위한 새 프레임을 미리 확보하는 경우는 낭비일 수 있으니 운영체제는 데이터 변화가 있을 때까지 새로운 프레임의 확보, 즉 복사를 미루는 방식을 쓰기 시점 복사를 사용한다.
 

 
 
변환 색인 버퍼(TLB: Translation Look-ahead Buffer)
가상 주소를 물리 주소로 변환하는 작업은 CPU 안에 있는 MMU가 담당한다. 가상 주소를 물리 주소로 변환하려면 아래 그림에서 2번과 4번처럼 메모리에 두 번 접근해야 한다.
 

CPU 안에 있는 레지스터나 캐시에 접근할 때보다 물리 메모리에 접근할 때 시간이 몇 배 이상 걸리기 때문에 두 번 접근하는 방식은 CPU 성능을 떨어뜨린다. 따라서, 페이지 테이블의 일부를 CPU 안쪽으로 가져오는데, 이를 변환 색인 버퍼라고 한다. 변환 색인 버퍼는 쉽게 말해 캐시된 페이지 테이블이다. 이때, 모든 페이지 번호가 순서대로 나열되어 있어 1개의 열로 구성되어 있는 페이지 테이블과 다르게 TLB는 전체 페이지 테이블의 일부만 있어서 <페이지 번호, 프레임 번호>의 2개 열로 구성된다.
 
캐시 시스템과 유사하게 원하는 페이지 번호가 변환 색인 버퍼에 있으면 TLB 히트, 원하는 페이지가 없으면 TLB 미스라고 한다.
 

 
TLB 히트이면 2번과 3번 동작을 생략하고, TLB 미스이면 생략되는 동작 없이 진행한다.
 
 
역 페이지 테이블(Invert Page Table)
역 페이지 테이블은 페이지 번호를 기준으로 테이블을 구성했던 기존 페이징 방식과는 반대로 물리 메모리의 프레임 번호를 기준으로 테이블을 구성한다. 역 페이지 테이블의 가장 큰 특징은 물리 메모리를 기준으로 프레임 테이블을 만들기 때문에 프로세스의 수와 상관없이 테이블이 하나만 존재한다는 것이다.
 

 
역 페이지 테이블의 구성은 위 그림과 같이 <프레임 번호, PID, 페이지 번호>로 구성되고, 페이지 테이블의 행 수는 실제 프레임의 수와 같다. 역 페이지 테이블은 테이블의 크기가 작다는 장점이 있지만, 프로세스가 물리 메모리에 접근할 때 PID와 페이지 번호를 모두 찾아야 하는 단점이 있다.
 
 
다단계 페이지 테이블
기술의 발전으로 CPU 비트 수가 점차 발전함에 따라 사용할 수 있는 주소 공간이 늘어나 페이지 테이블의 크기가 커짐으로써 한꺼번에 관리하기가 힘들게 되었다. 이러한 문제를 해결하기 위해 만든 방식이 다단계 페이지 테이블이다. 다단계 페이지 테이블 방식은 집합-연관 매핑(Set-Associative Mappin) 혹은 디렉토리 매핑(Directory Mapping)이라고 부른다.
 

 
위 그림은 2단계 페이지 테이블의 구성을 나타낸다. 1차 페이지 테이블은 2차 페이지 테이블의 물리 메모리 시작 주소를 나타낸다. 이러한 1차 테이블을 집합 테이블 혹은 디렉터리 테이블이라고 한다. 1차 테이블에서 I라고 표시된 것은 2차 페이지 테이블이 아직 만들어지지 않았다는 뜻의 Invalid를 표현하는 것이다.
 
다단계 페이지 테이블 방식에서는 전체 페이지 테이블을 한꺼번에 만들지 않고 필요할 때 2차 페이지 테이블을 만들고, 1차 페이지 테이블의 값을 업데이트한다. 2단계 페이지 테이블 방식에서 가상 주소는 VA = <P1, P2, D>로 표시된다.
 

 
P1은 1차 테이블의 위치 정보를, P2는 2차 페이지 테이블의 위치 정보를 나타낸다. 예를 들어, 페이지 테이블을 10개씩 잘라 2차 페이지 테이블을 만든다고 가정했을 때 가상 주소 32번은 <0, 3, 2>로 변환되고, 가상 주소 127번은 <1, 2, 7>, 가상 주소 1784번은 <17, 8, 4>로 변환된다.
 
만약 페이지 테이블의 크기가 매우 큰 경우, 3단계나 4단계 페이지 테이블 방식이 사용되기도 하며 페이지 테이블의 주소는 계속 세분화된다. 이러한 특징 때문에 다단계 페이지 테이블 방식을 멀티페이지 매핑이라고 부른다.
 
다단계 페이지 테이블의 장점은 크기가 큰 페이지 테이블을 같은 크기의 묶음으로 나누어서 효율적으로 관리할 수 있다는 것이다. 페이지 테이블 전체를 한꺼번에 만들지 않고 필요할 때마다 생성하고 관리함으로써 물리 메모리의 공간을 효율적으로 관리할 수 있다.
 
 

세그먼테이션 기법

세그먼테이션 기법은 가변 분할 방식을 이용한 가상 메모리 관리 기법으로 물리 메모리를 프로세스 크기에 따라 가변적으로 나누어 사용한다.

세그먼테이션 기법의 구현

세그먼테이션 기법도 페이징 기법과 마찬가지로 테이블을 사용하는데 이를 세그먼테이션 테이블 또는 세그먼테이션 매핑 테이블이라고 한다.
 

 
세그먼테이션 테이블에는 세그먼트의 크기를 나타내는 limit와 물리 메모리의 시작 주소를 나타내는 address가 있다. 세그먼테이션 기법에서는 프로세스의 크기에 따라 메모리를 분할하기 때문에 크기 정보를 포함한다. 세그먼테이션 기법에서도 물리 메모리가 부족할 때는 스왑 영역을 사용한다. 페이징 기법과 똑같이 I(invalid)라고 표시한다.
 
세그먼테이션 기법은 가변 분할 방식이므로 메모리를 프로세스 단위로 관리하기 때문에 세그먼테이션 테이블이 작고 단순하다는 장점이 있고, 물리 메모리의 외부 단편화로 인해 관리가 복잡하다는 단점이 있다.
 

세그먼테이션 기법의 주소 변환

세그먼테이션 기법에서는 가상 주소를 VA = <S, D>로 표현한다. S는 세그먼트 번호, D는 세그먼트 시작 지점에서 해당 주소까지의 거리 또는 변위(Offset)를 의미한다.
 

 
프로세스 A가 세그먼트 0번으로 배정받았다고 가정했을 경우, 프로세스 A의 가상 주소 32번에 접근할 때 주소 변환 과정은 다음과 같다.
 
먼저, 가상 주소는 VA = <0, 32>이다. 세그먼테이션 테이블에서 세그먼트 0의 시작 주소 120번을 알아낸 후 거리 32를 더하여 물리 주소 152번을 구한다. 이때, 메모리 관리자는 거리 32가 세그먼트의 크기보다 큰 지 점검한다. 크다면 메모리 오류, 트랩(Trap)이라는 인터럽트를 발생시키는데 트랩이 발생하면 운영체제는 사용자에게 세그먼테이션 오류(Segmentation Fault) 메시지를 보내고 프로세스를 강제 종료시킨다. 만약, 크지 않다면 물리 주소 152번에 접근하여 원하는 데이터를 읽거나 쓴다.