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가상 기억 장치(Virtual Memory)
• 지금까지(9장)는 한 프로세스 전부가 메모리에 적재되어야 실행
가상 기억 장치 : 프로세스가 전부 메모리에 없어도 실행
배경(Background)
•
프로그램의 일부만 메모리에 적재하여 실행하는 장점
1) 프로그램 크기가 실제 메모리 크기에 제한 받지 않음
2) 멀티 프로그래밍 정도를 높여 CPU 이용율, 처리율 높임
3) swap I/O 양이 적어 각 프로그램이 빠르게 실행됨
•
virtual memory
» 작은 physical memory로 매우 큰 가상 기억 장치(user logical memory) 제공
» user logical memory /= physical memory
» overlay를 사라지게 함
» 주로 요구 페이징(demand paging)으로 구현됨(OS/2 : demand segmentation)
» p299 그림 10.1 참조
2000 운영체제
10.1
인천대학교 컴퓨터공학과 성미영
요구 페이징(Demand Paging)
•
•
•
•
•
•
•
swapping을 하는 paging system과 유사
lazy swapper처럼 동작하는 pager
» 꼭 필요한 page만 메모리로 가져오는 pager
» (cf.) swapper : 전체 프로세스에 대해 동작
page가
» memory에 : valid/invalid bit로 valid 표시
» disk에 : valid/invalid bit로 invalid 표시
memory에 없는 page참조 -> page fault trap to OS(p302 그림 10.4 참조)
순수 요구 페이징(pure demand paging)
» 아무 page도 메모리에 가져오지 않은 채 실행
H/W 지원
① page table : valid/invalid bit 포함
② secondary memory : swap space 또는 backing store
S/W 지원
» 명령어 인출(fetch)시 페이지 부재 발생하면 그 명령어 다시 인출하여 재시작
• 3-주소 명령어: 명령어 ADD 인출, A 인출, B 인출, A와 B를 더함, 합을 C에
저장
» 한 명령어가 여러 기억장소를 변경시킬 때 페이지 부재 발생하면 재시작 어려움
• (예) IBM 360/370 MVC(move characters), PDP11의 MOV (R2)+, -(R3)
• 적절한 S/W 적 지원 필요, undo 등
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10.2
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Valid-Invalid Bit
•
•
•
With each page table entry a valid–invalid bit is associated
(1  in-memory, 0  not-in-memory)
Initially valid–invalid but is set to 0 on all entries.
Example of a page table snapshot.
Frame #
valid-invalid bit
1
1
1
1
0

0
0
•
page table
During address translation, if valid–invalid bit in page table entry
is 0  page fault.
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10.3
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페이지 부재 발생 예
• IBM 360/370 MVC
• MOV (R2)+, -(R3)
미리 블록의 양끝 조사하여
페이지 확보
명령 재시작 시 R2, R3 값은?
destination
 Register에 R2, R3 값 저장
1
source
2(fault)
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10.4
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요구 페이징의 성능(Performance of Demand Paging)
•
•
유효 접근 시간 = (1-p) x ma(memory access time) + p x page fault time
» 페이지 부재 서비스 시간
1. 페이지 부재 인터럽트 처리 : 1~100ms
2. 페이지 안으로 읽어 들임 : 24ms (디스크 동작)
3. 프로세스 재시작 : 1~100ms
» 디스크 동작
• 회전지연 시간(latency time) : 8ms - sector에
• 탐구 시간(seek time) : 15ms - track에
• 전송 시간(transfer time) : 1ms
(EID type: Max. External Transfer Rate=100Mbytes/sec, Spindle Speed=7200rpm)
» 기억장치 접근 시간이 100ns 일 때의 유효 접근 시간
• = (1-p) x (100ns) + p x (25 milliseconds) = (1-p) x 100 + p x 25,000,000
• = 100 + 24,999,900 x p
» 10% 이내로 느려지게 하려면
• 110 > 100 + 25,000,000 x p
• 10 > 25,000,000 x p
• p < 0.0000004 = 1/2,500,000 보다 적게 해야 함
swap space I/O : file system I/O 보다 빠름(큰 block들의 contiguous I/O 이므로)
» from the swap space (처음 시작할 때 swap space로 file copy)
» from the file system : BSD Unix
• ① swap-in only(not modified case, 예 binary files)
• ② swap-out in swap space
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10.5
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페이지 대치(Page Replacement)
•
over-allocation 일 때(page fault가 일어났고 free-frame 이 없을 때, p309 그림
10.5)가능한 조치
1. 그 프로세스 종료
2. 한 프로세스를 swap out : multiprogramming의 정도를 낮춤
3. 페이지 대치(page replacement) : p310 그림 10.6
• 희생될 frame은 swap space로 보내고 그 자리에 page fault 였던
page를 가져옴
• 2 page transfers(one out & one in)
• page-fault service time이 2배
• modify(dirty) bit으로 보완
•
요구 페이징 구현 위해 필요한 알고리즘들
» 프레임 할당 알고리즘 : 각 프로세스에 몇 개의 frame할당?
» 페이지 대치 알고리즘 : 어떤 frame을 대치(희생자는)?
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10.6
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페이지 교체의 필요성
i
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3
v
6
i
v
10.7
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페이지 대치 알고리즘(Page-Replacement Algorithms)
•
•
페이지 부재율(page-fault rate)이 가장 낮도록
참조열(reference string)로 알고리즘 평가
»  주소/페이지 size＃ 
• random number로
• 특정 프로세스 추적
•
참조열 예
1, 2, 3, 4, 1, 2, 5, 1, 2, 3, 4, 5.
•
일반적 : 한 프로세스에 할당된 frame 수가 많아지면 page-fault 수는
적어짐
» p312 그림 10.7 참조
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10.8
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페이지 대치 알고리즘(Page-Replacement Algorithms)
•
선입 선출(FIFO) 알고리즘
» 가장 오래된 페이지 대치
» FIFO queue사용
» 구현은 쉬우나
» 성능이 좋지 않음(교재 10.3.2 예제 15회)
» Belady의 변이(Belady’s anomaly) 있음
• 할당된 frame수 증가해도 page-fault수가 증가하는 현상 : p314
그림 10.9 참조
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10.9
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First-In-First-Out (FIFO) Algorithm
•
•
•
•
Reference string: 1, 2, 3, 4, 1, 2, 5, 1, 2, 3, 4, 5
3 frames (3 pages can be in memory at a time per process)
1
1
4
5
2
2
1
3
3
3
2
4
1
1
5
4
2
2
1
5
3
3
2
4
4
3
9 page faults
4 frames
10 page faults
FIFO Replacement – Belady’s Anomaly
» more frames  less page faults
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10.10
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페이지 대치 알고리즘(Page-Replacement Algorithms)
•
최적(Optimal Algorithm) 알고리즘
» 가장 오랫동안 사용되지 않을 페이지 대치
» Belady의 변이 없음
» 최소의 page-fault rate(교제 10.3.3 예제 9회)
» 실제 구현은 어렵지만 (미래 지식필요 : looking forward)
» 성능이 좋음(9회)
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10.11
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Optimal Algorithm
•
•
Replace page that will not be used for longest period of time.
4 frames example
1, 2, 3, 4, 1, 2, 5, 1, 2, 3, 4, 5
1
4
2
6 page faults
3
4
•
•
5
How do you know this?
Used for measuring how well your algorithm performs.
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10.12
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페이지 대치 알고리즘(Page-Replacement Algorithms)
•
최근 최소 사용(LRU; Least Recently Used) 알고리즘
» replace the page that has not been used for the longest period of
time
» OPT에의 접근(최근의 과거를 미래에서의 근사치로 이용)
» looking backward OPT
» 성능이 좋아 자주 이용됨(교재 10.3.4 예제 page-fault rate 12회)
» 구현을 위해 H/W지원 반드시 필요
1) 계수기
» 논리 클록 또는 계수기 이용
» page table에 추가한 time-of-use field 값이 최소인 것을 대치
2) 스택
» 페이지 번호들의 스택 유지(doubly linked list로) : p317 그림
10.12
• top : 최근 사용된 page
• bottom : LRU page
• Belady의 변이 없음
• stack algorithm : memory에는 n 개의 최근 사용된 페이지
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10.13
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페이지 대치 알고리즘(Page-Replacement Algorithms)
•
LRU 근접( LRU Approximation) 알고리즘
① 참조 비트 추가(Additional-reference-Bits) 알고리즘: 8-bit shift registers 이용하여
참조되면 최상위 비트에 세트하고 매 타이머 인터럽트 마다 한 비트씩 shift-right
t0: p0과 p2 참조
p0의 참조비트
10000000
p1의 참조비트
00000000
p2의 참조비트
10000000
t1: p1과 p2 참조
p0의 참조비트
01000000
p1의 참조비트
10000000
p2의 참조비트
11000000
② 2차 기회(Second Chance) 알고리즘 : p319 Fig.10.13 참조
프레임에 들어 있는 페이지들을 원형큐로 유지하면서 참조 비트가 0인 페이지를
탐색하되 참조 비트 값이 1인 페이지들은 0으로 바꾸면서 2차 기회 부여
③ 개선된 2차 기회(Enhanced Second-chance) 알고리즘
(0,0) 사용되지도 변경되지도 않은 경우
(0,1) 사용되지는 않았지만 변경된 경우 (변경된 후 2차 기회를 받은 경우)
(1,0) 사용되었으나 변경되는 않은 경우
(1,1) 사용되고 변경된 경우
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10.14
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Least Recently Used (LRU) Algorithm
•
Reference string: 1, 2, 3, 4, 1, 2, 5, 1, 2, 3, 4, 5
1
5
2
•
3
5
4
3
4
Counter implementation
» Every page entry has a counter; every time page is referenced
through this entry, copy the clock into the counter.
» When a page needs to be changed, look at the counters to
determine which are to change.
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10.15
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페이지 대치 알고리즘(Page-Replacement Algorithms)
•
계수(Counting) 알고리즘
» LFU(Least Frequently Used) 알고리즘
• 계수 값이 최소인 페이지 대치
» MFU(Most Frequently Used) 알고리즘
• 계수 값이 최대인 페이지 대치
•
페이지 버퍼링(Page Buffering) 알고리즘
» 희생될 프레임을 디스크에 기록하기 전에 새 페이지 읽고
» 희생될 프레임은 빈 프레임의 pool에 더함
» 확장
• 변경된 페이지들의 리스트 유지
» modify bit set 된 페이지는 idle time에 디스크에 기록하고
modify bit reset
• pool 내용 기억하고 있다가 (VAX/VMS)
» 찾는 페이지가 pool에 있으면 바로 이용
» 없으면 빈 프레임에 읽어 들임
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10.16
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프레임의 할당(Allocation of Frames)
•
•
single-user : free-frame이 없으면 페이지 대치 : 간단
(multi-user) multiprogramming : 여러 프로세스가 메모리에
1. 최소 프레임수 (Minimum Number of Frames)
» 할당된 프레임 수가 감소하면 page-fault율이 증가
» instruction-set 구조
• 직접 1 주소 형식 : 명령내용, 주소의 내용 : 2 frames
• 간접 1 주소 형식 : 명령, 주소의 내용이 가르키는 곳의 내용 : 3 frames
2. 할당 알고리즘(Allocation Algorithms)
» 균일할당(equal allocation) : m/n (m : 프레임 수, n : 프로세스 수)
» 비례할당(proportional allocation)
① 크기에 비례
» 최소 프레임수 < ai = Si/S * m (Si : 프로세스 크기, S =  Si),  ai < m
② 우선순위에 비례
③ 크기 + 우선순위에 비례
3. 전역 대 지역 할당(Global Versus Local Allocation)
» 페이지 대치 될 때
• 전역대치(global replacement) : 대치할 Frame을 전체에서 선택
» (예) 자신과 우선순위 더 낮은 process의 것 중에서 선택: 프레임 개수
가변
• 지역대치(local replacement) : 대치할 frame을 자신의 것 중에서 선택
» (예) 덜 사용되는 페이지 선택 : 프레임 개수 고정
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10.17
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스래슁(Thrashing) ~
•
전역 대치의 결과로 중간 단계 CPU 스케줄링(swap-in/swap-out) 도입
» 우선순위가 낮은 process에 할당된 프레임수가 최소프레임 수보다 적어 지면
그 프로세스 수행을 중지 시키고 swap-out, 나중에 swap-in
•
활동하는 page 개수 만큼 충분한 프레임이 없으면 자주 page fault가 일어남
» 방금 대치된 page가 page fault
스레슁 : high paging activity
» paging만 해 : paging 시간 > 실행 시간
2000 운영체제
10.18
인천대학교 컴퓨터공학과 성미영
스래슁(Thrashing) ~
•
스레슁의 원인
» 전역 대치(global replacement) : 다른 프로세스의 page를 대치
• 극단적 thrashing효과
» paging device 대기, ready queue 비게 됨 -> CPU 이용률 저하
-> 멀티프로그래밍 정도 높임 … 악순환 …
» paging activity만 하고 있음(paging device의 큐가 길어
유효접근 시간이 길어짐)
» 지역 대치(local replacement) : 그 프로세스의 page를 대치
• 제한적 thrashing 효과 : 그 process만 thrashing
» 원인 : 활동적인 page들을 모두 수용할 수 없을 때
• 현재 locality 크기 보다 적은 수의 frame이 할당되었을 때
• 한 프로세스는 locality 사이를 이동하면서 수행됨
• locality : 동시에 활동하는 페이지들의 집합 (예) Subroutine
2000 운영체제
10.19
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스래슁(Thrashing)
•
작업 집합 모델(Working-set Model)
» △ : working-set window
• 최근의 △ 회 페이지 참조
» working-set : △ 페이지 참조인 페이지들의 집합
»
p344 그림 9.16 참조 -> prepaging에 좋음
» D =  WSSi (Working-Set Size i)
» D > m(총 사용가능 frame 수)이면 thrashing
 예방 : 멀티프로그래밍의 정도를 낮춤
» 근접 working-set 구현 : 고정간격 timer interrupt 와 reference bit로
• (예) 5,000번 마다 인터럽트, reference-bit 메모리로 복사하고 clear,
△가 10,000인 경우, 메모리의 2개 reference-bit와 현재 reference-bit
조사하여 1인 비트 있으면 working set에 포함
•
페이지 부재 빈도 (Page-Fault Frequency)
» 페이지 부재율 > 상한 -> frame할당
» 페이지 부재율 < 하한 -> frame제거
 직접적인 thrashing 방지법
2000 운영체제
10.20
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Page-Fault Frequency Scheme
2000 운영체제
10.21
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가상기억장치 실례
•
•
Windows NT
» 요구페이징(demand paging)과 클러스터링(clustering)
• Faulting page 근처의 여러 페이지들을 메모리로 가져옴
• 각 프로세스마다 Working-set minimum과 maximum(메모리 여유
있을 때) 배정
• Free page frames list 유지
• Working-set maximum에서 page fault: local, FIFO 페이지 대치
• Free memory가 한계값 이하가 되면 automatic working-set
trimming: working-set minimum이상의 페이지들 제거
Solaris 2
» Page fault 일어나면 free pages의 list에서 페이지 할당
» 2 파라미터 minfree와 lotsfree 유지
» 1초에 4번 free memory 조사하여 minfree 상태가 되면 프로세스는
pageout 시작 -> lotsfree 될 때까지 계속
» Pageout = Two-handed-clock algorithm
• second-chance algorithm과 유사: 처음에 reference bit 0으로 설정,
다음번 조사 때 계속 0인 페이지 대치
» lotsfree 상태까지 pageout을 할 수 없으면 swapping 시작
2000 운영체제
10.22
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기타 고려 사항(Other Consideratons) ~
•
•
•
•
프리페이징(Prepaging)
페이지 크기(Page Size)
역 페이지 테이블(Inverted Page Table)
프로그램 구조(Program Structure)
» Array A[1024, 1024] of integer
» Each row is stored in one page (C programming language case)
» One frame
» Program 1
for j := 1 to 1024 do
for i := 1 to 1024 do
A[i,j] := 0;
1024 x 1024 page faults
» Program 2
for i := 1 to 1024 do
for j := 1 to 1024 do
A[i,j] := 0;
1024 page faults
2000 운영체제
10.23
인천대학교 컴퓨터공학과 성미영
기타 고려 사항(Other Consideratons)
•
•
입출력 상호 잠금(Input/Output Interlock)
실시간 처리(Real-Time Processing)
» 가상 기억 장치 : 페이지 부재 처리로 예기치 않은 긴 지연 시간 초래할
수 있음
 실시간 시스템은 가상 기억 장치를 사용 않음
» Solaris 2 : time-sharing과 real-time 모두 지원 위해
① 어떤 페이지가 중요한지 시스템에 힌트를 줌
② 특권 사용자가 페이지를 메모리에 잠글 수 있게 함
2000 운영체제
10.24
인천대학교 컴퓨터공학과 성미영