[OS 기초] Segmentation and Paging 2

# Paged Segmentation

: paging + segmentation

: 먼저 Segmentation 한 후, 그 다음 Paging을 수행

* why ?

: paging을 통해서 segment의 fragmentation의 문제는 해결할 수 있으나, 프로세스에게 multiple segment를 제공하고자하는 부분은 놓치게 됨. 

* 2번의 메모리 access로 인한 속도저하의 문제

: TLB(Transration Look Aside Buffer)를 사용하여 극복  => Cache 사용

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|CPU Register | Cache | Memory | Disk |

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* Paged Segmentation의 table 관리

- 기존의 segment table의 정보 : Segment number(Index, 상위비트), base address, bound address, 

- 기존의 page table의 정보 : Page number(index), frame number(page가 어느 physical공간에 있는지의 정보), 

: Paged Segmentation table에는 기존 Base address 대신, Segment의 Page table의 위치를 저장

: Paged Segmentation table에는 기존 Bound address 대신, 해당 세그먼트의 페이지 갯수를 저장

* Paged Segmentation 단점

; 1 memory access reference 당, extra memory reference가 3번 일어남

* 예제 - 24bit virtual address space에서 physical address 찾기

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| Seg # (4bits) | Page # (8bits) | Page Offset (12bits) |

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> logical address 0x    00        20         70

  1bytes  1bytes    1bytes    => 3bytes

> <segment table>

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Base        |        Bound        |    prot

0x2000  |        0x14           |      R

0x0000  |        0x00          |    

0x1000   |        0x0D          |    RW

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> <memory>

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0x001F

0x0011                    -> 0x2020

...

0x0003

0x002A

0x0013                   -> 0x2000

0x000C

0x0007                  -> 0x1020

...

0x0004

0x000B

0x0006                 -> 0x1000

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> 0x0(4bits)     |        02   (8bits)         |     0 70(12bits)

   1. seg table no.          Page Num                    offset

> 1. seg table no : 0

메모리에서 no가 0인 segment table을 찾음.  즉 base address는 0x2000이므로 메모리에서 0x2000을 찾아감

   2. Page Number : 02

binary 2. 즉 3번째 엔트리 값. 메모리상의 0x2000주소에서부터 2번째의 값을 찾음, 0x0003 이므로 찾은 값은 03.

   3. concatenation : Page Number의 값 03 + Offset 070 => 0x003070

> 결론

   virtual address : 0x002070

   physical address : 0x003070

* Segment Table과 Page Table을 사용한 주소 변환

> MMU에 의하여 하드웨어 적으로 수행됨

> 그러나 프로세스 문맥전환이나 새로운 프로세스의 생성등이 일어날 때, 

  운영체제가 Base/Bound Register 및 Segment/Page Table을 관리해야 하므로 운영체제에게 Transparent 하지 않음

* Paged Segmentation

- 프로세스의 logical unit들의 메모리 액세스 컨트롤을 용이하게하며, 

- 프로세스들 간의 세그먼트 공유를 용이하게하고,

- paging을하므로  external fragmentation의 문제를 해결

* address translation에 의한 메모리 관리의 2가지 주의점

- performance overhead

- space overhead

* Paged Segmentation 장단점

장 : page table space를 줄일 수 있음. segmentation을 사용하므로 pure paging에 비해 hole을 줄일 수 있으므로 공간 절약이 가능

단 : address translation 할 때, 메모리 엑세스 수가 많음

* but, 많이 사용되는 리눅스 OS에서는 pure paging 기법을 사용하여 메모리 관리함

> 과거 segment단위로 메모리 액세스 컨트롤을 page table로 다 내림. page 단위로 컨트롤

> sharing도 page 단위로 수행

=> OS에서 page를 segment영역(data, stack, text..)별로 선정하여 정보를 가지고 관리하게 됨. Machine independent. 

* Machine(HW) Independent, dependent의 차이

- Micro Architecture (CPU ...)

- System Architecture (메모리 구조, bus ...)

- I/O devices

* 대표적인 machine-Dependent한 코드

: context switching, Proccess 생성,  I/O 관리, Memory 관리, ...

> 모든 하드웨어가 segmentation를 지원하지 않기때문데 모든 하드웨어에서 사용되기 위해 pure paging을 사용하여 소프트웨어적으로 segmentation에 해당하는 부분을 OS가 지원하여 portability를 구현.

* Page Frame의 특성

- mapped page : translation을 거쳐 메모리 영역을 액세스하여 paging 기법

- unmapped page : translation 없이 물리 메모리에 directly하게 액세스 할 수 있게할 때 사용(page table,...)

- cached page : L1, L2 캐시를 사용 시, 성능 향상을 위해 한번 특정 워드가 액세스 되면 일반 페이지들은 모두 캐시를 시켜 hit을 시킴

- uncached page :  DMA의 대상 Page처럼 여러 프로세스에 의해 동시에 I/O가 sharing되면서 일어나면 경우 caching을 안되므로 uncached page로 만들어 사용

     (DMA : CPU Bus에 Master가 여러개가 존재하여 I/O를 동시에 가능)

* Large Page Table이 가지는 문제의 해결 조건

- Page Taable의 크기를 줄임

- 연속적인 메모리 공간 요구량을 줄임

# VAX 

: 1980년대, Large Page Table의 문제를 해결하기 위해 나온 컴퓨터 하드웨어

:  VMS Operating System 

: full name은 Virtual Address eXtension으로, 아키텍처를 디자인 할 떄 부터 virtual memory를 잘 다루기위해 설계

> 전체 virtual space를 4개의 segment로 나눔

- System Segment(os영역)

- P0 Segment(user영영1)

- P1 Segment(user영역2)

- unused Segment

<전체 Virtual Memory Space>   -------> virtual memory space이므로 mapped page 영역

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System Virtual Memory                    -> System 영역 메모리 공간

User Page Table (System 영역도 virtual memory space에 있으므로 모두 가상주소로 표현됨.
                             가상메모리 공간에는 연속적으로 위치하지만 실제 물리메모리에는 연속적으로 위치하지 않음)

...

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    -> User 영역 메모리 공간

User Virtual Memory                        

(P0, P1)

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* physical address를 얻기

: User Page Table 테이블에서 얻은 값을 physical address로 얻기위해 OS는 Operating System의 주소를 가지는 physical memory의 page table에 접근해야함.

즉, physical memory  상에 연속적으로 OS의 주소를 변역하기 위한 page table을 저장하고 있어야 함.

1. User generates address.

2. Lookup in User Page Table.

3. Lookup in System Page Table. (Physical Memory)

4. Access physical address 

=> Address Translation 시, Overhead는 증가하지만, Large Page Table의 문제를 해결할 수 있음

# TLB 

: Translation Look aside Buffer

: 캐시를 사용하여 성능의 개선을 목적으로 개발

> Hit rate을 높이기 위해선 

1. 크게만들자? 그런데 64개~ 128개만 되어도 98%의 적중률을 달성할 수 있게됨  

why? Locality라는 특성을 가지기 때문에 적은수만 가져도 적중률을 크게 향상시킬 수 있음

- Spatial Locality : 수행된 부분의 위나 아래에 위치한 부분이 수행되는 것.

- Temparal Locality : 매우 짧은 시간안에 재수행되는 것. 

=> loop의 영향

2. page의 사이즈를 키우면 한 페이지 엔트리가 커버하는 어드레스 스페이스가 커지므로 hit rate를 높일 수 있음

> TLB의 구성 (컴퓨터 조직론)

: cache를 구성하는 세가지 방법처럼 구성

1. 순차적으로 모두 검색

2.page table entry를 특정영역에 mapped하여 찾기. Direct mapped cache. 저렴하지만 collision이 발생하면 hit rate이 떨어질 수 있음.

-> Set associative cache로 극복

3. Fully associative cache. 빠르지만 비쌈.