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Memory.md

File metadata and controls

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메인 메모리(main memory)

메인 메모리는 CPU가 직접 접근할 수 있는 기억 장치

프로세스가 실행되려면 프로그램이 메모리에 올라와야 함

메모리는 주소가 할당된 일련의 바이트들로 구성되어 있다.

CPU는 레지스터가 지시하는 대로 메모리에 접근하여 다음 수행할 명령어를 가져온다.

명령어 수행 시 메모리에 필요한 데이터가 없으면 메모리로 해당 데이터를 우선 가져와야 한다.

이 역할을 하는 것이 바로 MMU이다.


MMU (Memory Management Unit, 메모리 관리 장치)

논리 주소를 물리 주소로 변환해 줌

메모리 보호나 캐시 관리 등 CPU가 메모리에 접근하는 것을 총관리해 주는 하드웨어

메모리의 공간이 한정적이기 때문에, 사용자에게 더 많은 메모리를 제공하기 위해 '가상 주소'라는 개념이 등장한다.

가상 주소는 프로그램상에서 사용자가 보는 주소 공간이라고 보면 된다.

이 가상 주소에서 실제 데이터가 담겨 있는 곳에 접근하기 위해서 빠른 주소 변환이 필요한데, 이를 MMU가 도와준다.

즉, MMU의 역할은 다음과 같다고 말할 수 있다.

  • MMU가 지원되지 않으면, 물리 주소에 직접 접근해야 하기 때문에 부담이 있다.
  • MMU는 사용자가 기억 장소를 일일이 할당해야 하는 불편을 없애 준다.
  • 프로세스의 크기가 실제 메모리의 용량을 초과해도 실행될 수 있게 해 준다.

또한 메인 메모리 직접 접근은 비효율적이므로, CPU와 메인 메모리 속도를 맞추기 위해 캐시가 존재한다.


MMU의 메모리 보호

프로세스는 독립적인 메모리 공간을 가져야 하고, 자신의 공간에만 접근해야 한다.

따라서 한 프로세스의 합법적인 주소 영역을 설정하고, 잘못된 접근이 오면 trap을 발생시키며 보호한다.

base와 limit 레지스터를 활용한 메모리 보호 기법

  • base 레지스터: 메모리상의 프로세스 시작 주소를 물리 주소로 저장
  • limit 레지스터: 프로세스의 사이즈를 저장

이로써 프로세스의 접근 가능한 합법적인 메모리 영역(x)은 다음과 같다.

base <= x < base+limit

이 영역 밖에서 접근을 요구하면 trap을 발생시킨다.

안전성을 위해 base와 limit 레지스터는 커널 모드에서만 수정 가능하도록(사용자 모드에서는 직접 변경할 수 없도록) 설계된다.


메모리 과할당(over allocating)

실제 메모리의 사이즈보다 더 큰 사이즈의 메모리를 프로세스에 할당한 상황

페이지 기법과 같은 메모리 관리 기법은 사용자가 눈치채지 못하도록 눈속임을 통해(가상 메모리를 이용해서) 메모리를 할당해 준다.

다음과 같은 상황에서 사용자를 속이고 과할당한 것을 들킬 수 있다.

  1. 프로세스 실행 도중 페이지 폴트 발생
  2. 페이지 폴트를 발생시킨 페이지 위치를 디스크에서 찾음
  3. 메모리의 빈 프레임에 페이지를 올려야 하는데, 모든 메모리가 사용 중이라 빈 프레임이 없음

과할당을 해결하기 위해서는, 빈 프레임을 확보할 수 있어야 한다.

  1. 메모리에 올라와 있는 한 프로세스를 종료시켜 빈 프레임을 얻음
  2. 프로세스 하나를 swap out하고, 이 공간을 빈 프레임으로 활용

swapping 기법을 통해 공간을 바꿔치기하는 2번 방법과 달리 1번 방법은 사용자에게 페이징 시스템을 들킬 가능성이 매우 높다.

페이징 기법은 시스템 능률을 높이기 위해 OS 스스로 선택한 일이므로 사용자에게 들키지 않고 처리해야 한다.

따라서 2번 해결 방법을 통해 페이지 교체가 이루어져야 한다.


페이지 교체

메모리 과할당이 발생했을 때, 프로세스 하나를 swap out해서 빈 프레임을 확보하는 것

  1. 프로세스 실행 도중 페이지 부재 발생

  2. 페이지 폴트를 발생시킨 페이지 위치를 디스크에서 찾음

  3. 메모리에 빈 프레임이 있는지 확인

    • 빈 프레임이 있으면, 해당 프레임을 사용
    • 빈 프레임이 없으면, victim 프레임을 선정해 디스크에 기록하고 페이지 테이블 업데이트

  4. 빈 프레임에 페이지 폴트가 발생한 페이지를 올리고 페이지 테이블 업데이트

페이지 교체가 이루어지면 아무 일이 없던 것처럼 프로세스를 계속 수행시켜 주면서 사용자가 알지 못하도록 해야 한다.

이때 아무 일도 일어나지 않은 것처럼 하려면, 페이지 교체 당시 오버헤드를 최대한 줄여야 한다.


오버헤드를 감소시키는 해결법

이처럼 빈 프레임이 없는 상황에서 victim 프레임을 비울 때와 원하는 페이지를 프레임으로 올릴 때 두 번의 디스크 접근이 이루어진다.

페이지 교체가 많이 이루어지면, 이처럼 입출력 연산이 많이 발생하게 되면서 오버헤드 문제가 발생한다.


방법 1

비트를 활용해 디스크에 기록하는 횟수를 줄이면서 오버헤드를 최대 절반으로 감소시키는 방법이다.

모든 페이지마다 변경 비트를 두고, victim 페이지가 정해지면 해당 페이지의 변경 비트를 확인한다.

  • 변경 비트가 set 상태라면?
    • 메모리상의 페이지 내용이 디스크상의 페이지 내용과 달라졌다는 뜻
    • 페이지가 메모리로 올라온 이후 수정돼서 내려갈 때 디스크에 기록해야 함
  • 변경 비트가 clear 상태라면?
    • 메모리상의 페이지 내용이 디스크상의 페이지 내용과 정확히 일치한다는 뜻
    • 페이지가 디스크상의 페이지 내용과 같아서 내려갈 때 기록할 필요가 없음

방법 2

현재 상황에서 페이지 폴트가 발생할 확률을 최대한 줄일 수 있는 교체 알고리즘을 선택한다.

  • FIFO
  • OPT
  • LRU

캐시 메모리

메인 메모리에 저장된 내용의 일부를 임시로 저장해 두는 기억 장치

CPU와 메인 메모리의 속도 차이로 인한 성능 저하를 방지하는 방법

CPU가 이미 본 데이터에 재접근할 때, 메모리 참조 및 인출 과정 비용을 줄이기 위해 캐시에 저장해 둔 데이터를 활용한다.

캐시는 플립플롭 소자로 구성된 SRAM으로 이루어져 있어서 DRAM보다 빠르다는 장점이 있다.

  • 메인 메모리: DRAM
  • 캐시 메모리: SRAM

CPU와 기억 장치의 상호작용

  • CPU에서 주소 전달 → 캐시 메모리에 명령어가 존재하는지 확인

    • (존재) Hit → 해당 명령어를 CPU로 전송 → 완료

    • (비존재) Miss → 명령어를 포함한 메인 메모리에 접근 → 해당 명령어를 가진 데이터 인출 → 해당 명령어 데이터를 캐시에 저장 → 해당 명령어를 CPU로 전송 → 완료

많이 활용되는 쓸모 있는 데이터가 캐시에 들어 있어야 성능이 높아진다.

따라서 CPU가 어떤 데이터를 원할지 어느 정도 예측할 수 있어야 한다.

적중률을 극대화하기 위해 사용되는 것이 바로 지역성의 원리이다.


지역성

기억 장치 내의 데이터에 균일하게 접근하는 것이 아니라 한순간에 특정 부분을 집중적으로 참조하는 특성

지역성의 종류는 시간과 공간으로 나누어진다.

시간 지역성: 최근에 참조된 주소의 내용은 곧 다음에도 참조되는 특성

공간 지역성: 실제 프로그램이 참조된 주소와 인접한 주소의 내용이 다시 참조되는 특성


캐싱 라인

빈번하게 사용되는 데이터들을 캐시에 저장했더라도, 내가 필요한 데이터를 캐시에서 찾을 때 모든 데이터를 순회하는 것은 시간 낭비다.

즉, 캐시에 목적 데이터가 저장되어 있을 때 바로 접근하여 출력할 수 있어야 캐시 활용이 의미 있게 된다.

따라서 캐시에 데이터를 저장할 시 자료 구조를 활용해 묶어서 저장하는데, 이를 캐싱 라인이라고 부른다.

캐시에 저장하는 데이터의 메모리 주소를 함께 저장하면서 빠르게 원하는 정보를 찾을 수 있다. (set, map 등 활용)