[메모리 가상화 #4] 페이징

개요

운영체제는 거의 모든 공간 관리 문제를 해결할 때 두 가지 중 하나를 사용한다.

1. 우리가 가상 메모리의 세그멘테이션에서 보았듯이 가변 크기 조각을 분할하는 것이다.
2. 이 해결책은 태생적인 문제를 가지고 있다. 공간을 다양한 크기의 청크로 분할할 때 공간 자체가 단편화(fragmented) 될 수 있고, 할당은 점점 더 어려워진다.
3. 두 번째 방법인 공간을 동일한 크기의 조각으로 분할하는 것을 고려해볼 필요가 있다.이를 페이징(Paging)이라 부른다.이 각각의 고정 크기 단위를 페이지(Page) 라고 부르고, 물리 메모리도 페이지 프레임이라고 불리는 고정 크기의 슬롯의 배열이라고 생각한다. 이 프레임 각각은 하나의 가상 메모리 페이지를 저장할 수 있다.
4. 프로세스의 주소 공간을 몇개의 가변 크기의 논리 세그멘트(코드, 힙, 스택) 으로 나누는 것이 아니라 고정 크기의 단위로 나눈다.

핵심 질문

• 페이지를 사용하여 어덯게 메모리를 가상화 할 수 있을까?
• 세그멘테이션의 문제점을 해결하기 위해 페이지를 사용하여 어떻게 메모리를 가상화할 수 있는가
• 기본적인 기법은 무엇인가?
• 공간과 시간 오버헤드를 최소로하면서 그 기법을 잘 동작하게 만들기 위한 방법은 무엇인가?

간단한 예제

• 위 그림은 총 크기가 64바이트이면서 4개의 16바이트 페이지로 구성된 작은 주소 공간의 예를 보여준다.
• 실제 주소 공간은 훨씬 커서 32비트의 경우 4GB, 64비트의 경우에는 그보다 훨씬 크다.
  
  

• 물리메모리는 21.2 그림 처럼 고정 크기의 슬롯들로 구성된다.
• 이 경우에는 8개의 페이지 프레임, 총 128바이트의 비현실적으로 작은 물리 메모리이다.
• 가상 주소 공간의 페이지들은 물리 메모리 전체에 분산 배치되어 있다.
• 또한 운영체제가 자기자신을 위해서 물리메모리의 일부를 사용하고 있다.
• 페이징은 이전 방식(세그멘테이션)보다 더 많은 장점을 가지고있다.
  • 유연성
    • 페이징을 사용하면 프로세스의 주소 공간 사용방식과는 상관없이 효율적으로 주소 공간 개념을 지원할 수 있다.
    • 예를들어 힙과 스택이 어느방향으로 커지는가, 어떻게 사용되는가에 대한 가정을 하지 않아도 된다.
  • 빈 공간 관리의 단순함
    • 우리의 작은 64 바이트 주소 공간(4페이지짜리) 을 8페이지크기의 물리 메모리에 배치하기를 원한다고 할 때, 운영체제는 비어있는 네 개의 페이지만 찾으면 된다.
    • 위 예제에서는 가상페이지 0을 물리 프레임 3에, 가상 페이지1을 물리 프레임 7 페이지 2를 프레임 5 그리고 페이지 3을 프레임 2에 배치하였다.

페이지 테이블

주소 공간의 각 가상 페이지에 대한 물리 메모리 위치 기록을 위하여 운영체제는 프로세스 마다 페이지 테이블이라는 자료 구조를 유지한다.

• 페이지 테이블의 주요 역할은 주소 공간의 가상 페이지 주소 변환 정보를 저장하는 것이다.
• 각 페이지가 저장된 물리 메모리의 위치가 어디인지 알려준다.
• 이전 예제의 경우 페이지 테이블은 다음과 같은 4개의 항목을 가진다.
  • (가상 페이지 0 → 물리 프레임 3), (VP 1→ PF 7), (VP 2→ PF 5) 및 (VP 3 → PF 2)
• 페이지 테이블 프로세스마다 존재한다는 사실을 숙지해야 한다. (우리가 논의하는 대부분의 페이지 테이블 구조는 프로세스 마다 존재하는 구조이다. 역 페이지 테이 블(inverted page table)이라는 예외적인 기법도 있다)
• 예) 작은 주소 공간(64바이트)을 가진 프로세스가 다음 메모리 접근을 수행한다고 가정하자.

movl <virtual address>, %eax 

• virtual address의 데이터를 eax 레지스터에 탑재한다.
• 프로세스가 생성한 가상 주소의 변환을 위해 먼저 가상 주소를 가상 페이지 번호(virtual page number, VPN)와 페이지 내의 오프셋 2개의 구성 요소로 분할한다.
• 이 예에서는 가상 주소 공간의 크기가 64바이트이기 때문에 가상 주소는 6비트가 필요하다.

• 이 그림에서 Va5는 가상 주소의 최상위 비트, Va0는 최하위 비트
• 우리는 페이지 크기(16바이트)를 알고 있기 때문에, 다음과 같이 가상주소를 나눌 수 있다.
• 페이지 크기는 64바이트의 주소 공간에서 16바이트이다. 따라서 4페이지를 선택할 수 있어야하고, 최소의 최상위 2개의 비트(VPN)이 그 역할을 한다.
• 나머지 비트는 페이지 내에서 우리가 원하는 바이트의 위치를 나타낸다. 이것을 오프셋이라 부른다.
• Offset 비트 수 = 페이지 크기(log₂(PageSize))
• VPN 비트 수 = 전체 가상주소 비트 수 – Offset 비트 수

• 예를들어 위 탑재 명령어의 가상 주소가 21이라고 하자.

movl 21, %eax

• 21을 이진 형식으로 변환하면 010101을 얻고, 이 가상 주소를 검사하고 가상 페이지 번호와 오프셋으로 나눈다.
• 21은 VPN 1번, Offset 5이다. 이 가상 페이지 번호와 오프셋을 활용하여 어느 물리 프레임에 저장되어있는지 찾을 수 있다.
• 위의 페이지 테이블에서 물리 프레임 번호(physical frame number, PFN) 혹은 물리 페이지 번호(physical page number, PPN)는 7이다.
• 오프셋은 페이지 내에서 우리가 원하는 위치를 알려준다.
• 최종적으로 계산된 물리 주소는 1110101 이며 이곳이 탑재할 데이터가 저장된 정확한 위치이다.

페이지 테이블은 어디에 저장되는가

• 페이지 테이블은 작은 세그멘트 테이블이나 베이스-바운드 쌍에 비해매우 커질 수 있다.
• 물리 주소로의 변환 정보와 다른 필요한 정보를 저장하는 페이지 테이블 항목(page table entry, PTE)
  • 32비트 주소 공간, 페이지 크기 4 KB인 경우
    • 가상 주소: 20 비트 VPN + 12 비트 오프셋
    • 필요 PTE 수: 2²⁰개(≈백만 개)
    • PTE당 4 바이트 가정 시, 프로세스당 페이지 테이블 크기 ≈ 4 MB
  • 실행 중인 프로세스가 100개라면 페이지 테이블만으로 약 400 MB의 메모리 소모
• 페이지 테이블 전체를 MMU 회로에 상주시키기에는 크기가 너무 큼
• 메인 메모리(물리 메모리) 상의 커널 관리 영역에 저장
  • 운영체제가 PTE 데이터 구조를 할당·관리
• 필요 시 운영체제 자신의 가상 메모리에 배치 가능
• 메모리 압박이 심해지면 디스크로 스왑(또는 페이징 아웃)

페이지 테이블에는 실제 무엇이 있는가

페이지 테이블의 역할

• 가상 페이지 번호(VPN)를 물리 프레임 번호(PFN)로 매핑하는데 사용되는 자료구조
• 변환 정보 외에 유효성·보호·이동 여부 등을 관리

선형 페이지 테이블(linear page table)

• 가장 간단한 배열 형태의 페이지 테이블
• 인덱스로 VPN을 사용해 곧바로 해당 PTE(page table entry)에 접근

기본 PTE 필드

Valid bit	해당 VPN→PFN 변환이 유효한지 표시 (할당되지 않은 페이지는 invalid)
Protection bit	페이지가 읽을 수 있는지, 쓸 수 있는지, 또는 실행될 수 있는지를 표시
Present bit	페이지가 물리 메모리에 있는지 vs. 디스크(스왑 영역)에 있는지 표시
Dirty bit	메모리에 로드된 이후 페이지 내용이 변경되었는지 표시
Reference bit(또는 accessed bit)	페이지가 최근에 접근(access)되었는지 표시 (교체 알고리즘의 히트율 판단에 사용)

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x86 아키텍처의 PTE 비트 구성

Present	P	페이지가 메모리에 있으면 1, 스왑 아웃 시 0
Read/Write	R/W	0: 읽기만 허용, 1: 읽기·쓰기 모두 허용
User/Supervisor	U/S	0: 커널 모드만 접근, 1: 사용자 모드도 접근 허용
PWT	Page Write-Through	캐시 쓰기 정책 제어 (쓰기-스루 vs. 쓰기-백)
PCD	Page Cache Disable	캐시 사용 여부 제어
PAT	Page Attribute Table	메모리 유형(attribute) 지정 (e.g. WC, WT, WB 등)
G	Global	전역 페이지 표시: 프로세스 컨텍스트 전환 시에도 TLB에서 유지
A	Accessed	하드웨어가 페이지 접근 시 자동 설정 (교체 알고리즘에 사용)
D	Dirty	하드웨어가 쓰기 시 자동 설정 (스왑 시 변경 여부 판단)
PFN	—	물리 프레임 번호 (실제 물리 주소의 상위 비트)

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너무 느린 페이징

• 시스템은 프로세스의 페이지 테이블에서 적절한 페이지 테이블 항목을 가져와야 하고, 변환을 수행한 후, 물리 메모리에서 데이터를 탑재한다.
• 메모리 사용량 증가
  • 각 프로세스마다 가상-물리 주소 변환 정보를 저장하는 페이지 테이블이 필요하므로, 프로세스 수가 많아질수록 페이지 테이블 크기가 크게 늘어남
• 추가 메모리 접근 비용
  • 모든 메모리 참조(load/store 및 명령어 반입)에 대해 “변환 정보(PTE)”를 얻기 위해 한 번의 추가 메모리 접근이 필요합니다. 이로 인해 전체 처리 속도가 2배 이상 느려짐
    
    
    

 

요약

32비트 가상 주소 공간(0x00000000 ~ 0xFFFFFFFF)을 4KB(2¹²바이트) 단위로 나눈 모습

• 왼쪽 끝은 0x00000000, 오른쪽 끝은 0xFFFFFFFF로, 총 4GB(2³²바이트) 주소 범위
• 각 사각형은 4KB 페이지 하나를 의미하며, 전체적으로 1,048,576개의 페이지가 연속

이 구조를 통해, 메모리 관리 유닛(MMU)은 가상 주소의 VPN을 페이지 테이블로 매핑하여 물리 프레임 번호를 얻고, Offset을 더해 실제 물리 주소로 변환

1. VPN (Virtual Page Number)
   • 가상주소의 상위 비트로, “어느 페이지”인지 식별
   • TLB나 페이지 테이블을 조회해 해당 가상페이지에 대응되는 물리프레임 번호(PFN)를 얻음
2. Offset
   • 가상주소의 하위 비트로, “그 페이지 안에서 어느 위치(바이트 오프셋)”인지 지정
   • PFN에 이 Offset을 더해 최종 물리주소를 완성

VPN으로 페이지 단위 매핑을 처리하고, Offset으로 그 페이지 내부의 정확한 바이트 오프셋을 결정해서 최종적으로 정확한 물리 메모리 주소를 얻는 구조입니다.

 

출처 : 운영체제: 아주 쉬운 세 가지 이야기