메모리

Posted Aug 12, 2024

By Kang Minjun

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메모리

Prerequisite

메모리는 多 바이트로 구성되고, 각각의 바이트에는 고유한 주소가 할당된다.
하나의 process가 실행될 때, CPU는 PC(Program Counter)에 할당된 주소로 가서 명령어를 추출
- 명령어를 decode 한 다음, operands를 레지스터나 메모리에서 추출
- 실행 이후, 결과 값을 레지스터나 메모리에 load
현대 컴퓨터 구조인, 폰 노이만 구조에서는 CPU가 특정 명령어를 수행할 때 아래의 과정을 필수적으로 거침

다수의 프로세스가 메모리에 할당될 수 있으므로, 메모리 관리의 어려움 발생 ➡️ 멀티 태스킹
각각의 프로세스가 사용할 수 있는 논리적인 메모리 영역으로 구분
- 이 후, MMU(Memory Management Unit) 가 실제 물리 메모리에서 할당 가능한 영역에 할당해주는 방식
- 가상 메모리는 64bit architecture에서는 \(0 \sim 2^{64} -1\) 의 주소값을 가질 수 있음
\[\textrm{물리 메모리 크기} \leq \textrm{가상 메모리 크기}\]
- 그렇다면 과할당 상태는 어떻게 극복?
- secondary storage에 swap in, out하는 기법을 사용
- swapping을 위해서 정형화된 형식으로 secondary storage에 저장할 필요성이 생김
  - Paging 기법의 등장

\(\textrm{가상 메모리 주소} \rightarrow \textrm{물리 메모리 주소}\) 변환의 필요성 대두
특정 프로세스가 다른 프로세스의 메모리 영역에 접근할 수 없도록 할 필요성
- hardware적인 도움을 받아서 이를 구현
user mode에서 발생하는 memory address는 모두 logical address
- MMU에서 이를 실제 메모리에 할당시켜야하는데, 가장 간단하게는 아래와 같이 relocation register 를 활용하여 런타임 매핑
MMU는 정책에 따라서, 최대한 효율적으로 연속적인 메모리를 할당
- 프로세스가 가지는 실제 주소 공간의 크기만큼 연속적인 메모리에 할당됨
- 이 때, 무작정 연속된 영역에 메모리를 할당하는 것은 external fragmentation 을 만들어낸다.
  - 위 그림의 마지막 단계에서, 실제 할당 가능한 메모리 영역은 충분하지만, 연속된 메모리 영역이 아니여서 메모리 할당이 불가능한 영역을 뜻함
- 이를 최소화하기 위한 3가지 방법이 존재
  - first fit, best fit, worst fit
  - 3가지 방법 중에 무엇이 더 우월하다는 것은 없음
- 그럼에도 불구하고 External Fragmentation을 완전하게 해결할 수 있는 방법은 없다.

CPU가 만들어내는 모든 address는 {page number, page offset} 의 정보를 가진다.
paging hardware에서 page number 값을 참조하여 page table에서 실제 프레임과 매핑시킨다음, 모든 과정에서 불변 값인 page offset 값을 통해서 실제 물리 메모리 영역을 참조한다.
고정 크기의 page와 frame이라는 단위를 사용하기 때문에, 할당 받은 메모리의 크기가 실제 메모리 영역보다 큰 internal fragmentation이 발생한다.
- 이것을 방지하기 위해서, page table의 크기를 적절하게 조절한다.
- e.g.) linux: \(2^{12} = 4096\textrm{바이트}\)

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