메모리 가상화

여러개의 프로세스가 존재하는 환경에서 각 프로세스는 자기가 할당받은 메모리에만 접근해야 한다. 그 외의 프로세스가 가진 메모리를 읽거나 변경하는 경우는 존재해서는 안된다.

• 메모리 가상화 : 하나의 물리 메모리를 공유하는 다수의 프로세스에게 각 프로세스는 마치 자신이 물리메모리 주소 0부터 시작하는 하나의 전체 물리 메모리를 사용하고 있는것처럼 해주는 운영체제의 기능

주소 변환

• 하드웨어 기반 주소 변환이라고도 부른다.
• 프로그램의 모든 메모리 참조값을 실제 물리적인 메모리 위치로 변환해준다.
• 이를 위해서는 CPU 당 1쌍씩 존재하는 2개의 하드웨어 레지스터가 필요하고, 이와 같이 CPU에서 주소변환의 역할을 하는 장치를 MMU (Memory Management Unit)이라고 부른다.

1. Base Register
2. Limit (Bound) Register

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물리메모리 주소값 = 논리 메모리주소값 + Base Register 값 

• Limit Register는 프로세스가 자신의 메모리 주소값만을 접근함을 보장시켜준다. 예를 들어서 Limit Register가 16KB 면 , Base + 논리 메모리주소값이 16KB가 넘게되면 예외가 떨어진다.

동적 재배치

• 동적 재배치 (dynamic reloadling) : Base , Limit Register를 이용하여 프로세스의 메모리 주소를 변환하는데, 프로세스 메모리 주소를 쪼개지 않고 통째로 배치한다. 즉 프로그램 전체 메모리 주소가 4GB라면 실제로 사용되는 공간이 100MB 이하여도 4GB가 로딩되야하는 방식으로 메모리 낭비가 매우 심하다. 이처럼 할당된 영역에서 사용되지 않아서 낭비되는 메모리를 Internal Fragmentation (내부 단편화)라고 부른다.

Segmentation

• MMU마다 하나의 Base, Limit Register값이 아닌 세그먼트라는 단위별로 Base,Limit Register 값이 존재한다. 즉 전체 프로세스를 메모리에 올리는게 아니라, 프로세스를 세그먼트라는 단위로 쪼개서 올렸다 내렸다를 반복한다.

( * 세그먼트 : 특정 길이를 가지는 연속적인 메모리 주소 공간 )

• Segment 별로 메모리 크기가 동일하게 할당되지 않아도 된다. 즉 아래와 같이 코드 세그먼트 ,힙 세그먼트 , 스택 세그먼트로 나누어 할당될 수도 있다.

• 동적 재배치 방식에 비해 얻는 장점 : 운영체제가 각 주소 공간을 세그먼트 단위로 가상 주소 공간을 물리 메모리에 재배치하기 때문에 전체 주소 공간이 하나의 Base ,Limit Register 값을 갖는 형태보다 메모리를 절약할 수 있다.

• 단점 : 세그먼트의 크기가 제각각이기 떄문에, Segment가 메모리에서 빠지면 크기가 다른 잔여메모리 공간이 생긴다. (External Fragmentation , 외부단편화)

위 단점의 해결방법으로 기존의 세그먼트를 정리하여 , 물리 메모리를 압축하는 방법이 있다.

세그먼트 압축하는 과정은 메모리,CPU에 부하가 큰 작업이라는 단점이 존재한다.

Paging

//TODO

FIFO (First in, First out)

FIFO(First-in-First-out,선입선출) 또는 FCFS(First-Come-First-Served,FCFS) 스케쥴링이다.

말그대로 먼저 도착한 process부터 cpu를 할당받는 것이다.

FIFO방식의 가장 큰 문제점은 작업 실행 시간이 긴 process가 먼저 왔을때, 뒤에 있는 process들이 이를 끝나기를 기다려야 한다는 점이다. 이를 convoy effect라고 부른다.

SJF(Shortest Job First)

가장 짧은 실행 시간을 가진 작업을 먼저 실행시킨다.

FIFO에서 가지는 convoy-effect문제를 해결할 수 있으나, 모든 작업이 동시에 도착한다는 가정하에서다. 즉 긴 작업이 짧은 작업보다 먼저 도착한다면 여전히 convoy-effect문제가 발생할 수도 있다.

예를 들면 위처럼 작업시간이 긴 A라는 process가 먼저 도착했고, 그 뒤에 작업 시간이 짧은 B,C가 도착하였다. SJF는 비선점형이므로, A가 끝날떄까지 기다려야 한다.

위의 FIFO와 SJF는 비선점형 scheduler로 각 작업이 종료될떄까지 계속 수행된다. 이제부터 정리할 스케쥴링 알고리즘은 선점형 방식으로 작업이 종료되기 전에 다른 작업으로 전환이 가능하다

제한적 직접 실행 (Limited Direct Execution)

• 제한적 직접 실행과 반대되는 개념인 직접 실행(Direct Execution)은 프로그램을 한번 실행하면 종료될떄까지 cpu상에서 그냥 직접 실행시키는 것을 말합니다.

하지만 직접 실행 방식은 아래와 같은 문제점을 가지고 있습니다.

1. 악의적인 process의 경우 os가 제어 불가
2. 시분할 기법(time sharing) 구현 불가

+) 참고로 시분할 기법이란 process가 실행될떄 일정한 time quantuam 값내에서만 실행되고, 시간이 초과되면 timer interrupt를 발생시켜 다른 process로 context switching 하는 기법을 말합니다.

3. 시스템 자원에 대한 제어 불가

예를 들면 user process가 디스크 입출력 요청이나, cpu , memory와 같은 시스템 자원에 추가할당을 요청할때, user process가 직접 시스템 자원을 꺼내쓴다면 악의적인 process의 경우 시스템 자원을 모두 점유하는 문제점이 있을 것입니다.

kernel mode , user mode

위 시스템 자원에 대한 제어권을 운영체제가 제어하기 위해서 나온 개념이 사용자 모드(user mode) , 커널 모드(kernel mode)입니다.

user process가 실행될떄는 user mode로 전환됩니다. 이 user mode에서는 할 수 있는 일이 제한되는데, 예를 들면 시스템 자원에 대한 요청 (ex)입출력 요청등) 이 제한됩니다.

시스템 자원에 대한 요청은 kernel mode에서 가능합니다. user mode 에서 kernel mode로 전환이 일어나는 메카니즘은 system call입니다.

Process concept

• program : disk 상에 존재하며, 명령어의 모음
• process : program이 os로부터 메모리를 할당받아 실행중인 상태로 memory 부분이 code / data(전역변수,static 변수) / stack(지역변수,함수 매개변수,함수 return주소) / heap(malloc과 같은 system call을 호출하여 동적으로 할당되는 영역) 영역과 program counter 나뉜다

정확히 얘기하면 초기 OS 에서는 program의 전체 영역을 메모리에 올렸지만, 현대 OS에서는 필요한 영역만 메모리에 올리는 데 이 부분은 paging , swapping 과 관련된 개념이다.

(ref - https://gabrieletolomei.wordpress.com/miscellanea/operating-systems/in-memory-layout/ )

Process State

• new state : process가 처음 메모리에 load된 상태
• ready state : process가 cpu에 의해 실행될 수 있는 상태

ready state에서 OS의 scheduling 정책에 따라 cpu를 할당해줄 process를 선택한다. 선택된 process는 running state가 된다.

• running state : process가 cpu에 의해 실행되고 있는 상태

running state에서는 3가지 state로 분기할 수 있다.

1. ready state : OS는 선점형 (pre-emptive) 방식으로 time quantuam (일반적으로 10ms) 간격으로 process가 termination state 가 되지 않으면 timer interrupt를 걸어준다. (Time sharing , 시분할 시스템 ) 따라서 timer interrupt 된 process는 다시 ready state가 된다.
2. waiting state : process가 I/O 요청시 I/O응답이 오기전까지 CPU는 다른 process를 실행한다. I/O 작업 완료전까지는 waiting state가 되고, I/O 작업이 완료되면 다시 ready state가 된다.
3. termination state: process가 time quantuam이내에 정상 수행 종료된다.

정상 상태는 아니지만 예외적인 process 상태가 있다. UNIX system 에서는 zombie process 라고 부르는데 부모 process 가 fork() system call을 통해 부모 process와 동일한 code를 가진 자식 process를 생성하면 , 자식 process 는 exec() system call을 통해 새로운 code로 덮어씌워진 뒤 실행된다. 부모 process는 자식 process가 종료될떄까지 기다리고 자식 process 가 사용한 resource를 os에게 회수를 요청한다 (reaping)

부모 process , 자식 process 종료가 비정상적으로 일어났을때 나타날수 있는 process 상태는 다음과 같다.

1. zombie process : 자식 process가 비정상적으로 종료되어 부모 process는 waiting 중인 상태로 child process 의 resource가 반납이 안되고 있는 상태

부모 process가 kernel에게 resource 회수를 요청하지 못하고 있는 상태로 memory 누수현상이 발생한다.

2. orphan process : 반대로 parent process 가 wait() 하지않고 종료된 경우 자식 process는 orphan process가 된다.