# Segmentation
# Paging
# Paged Segmentation
# Enhancing Mechanisms
# Case Studies
# Conclusion
# Segmentation
: 과거, 한 job이 하나의 Segment를 받아서 multi-programming을 수행하여 프로세스간 sharing이 원활하지 못했기 때문에, 한 process에 여러개의 segment를 부여하게 됨
- 하나의 User Process의 Memory Section들이 하나의 Memory Segment를 할당받는다면,
1. 두 User Process가 동일한 코드(Text Segment)를 공유하기 어려움
2. 각 Memory Section들에게 다른 Read/Write 속성을 설정하기가 어려움
=> Read, Read-only, Read/Write 타입에 따른 메모리 영역의 구분하기로 함. (Memory Segmentation)
- 각 Segment마다 Bound Register와 Base Register를 별도로 유지해야할 필요가 생김
=> Address Transration Logic이 복잡해져야함
=> 하드웨어적인 logic 구현의 두가지 방법
1. 과거의 Intel Process Archictecture
: 프로세스당 할당할 Segment의 수를 미리 고정 (4개의 세그먼트만 할당하겠다)
: code segment 처리시에는 code segment의 base address틑 특정 register로 맵핑,
data segment 처리시에는 data segment의 base address를 특정 regster로 매핑,
(하으웨어적으로 segment base address + offset)
=> 별도의 Segment Address Register들을 별도로 가짐
2. 별도의 register를 할당하지 않고 Main Memory에 Segment의 base/bound register의 pair들을 테이블형태로 기록 (더 일반적인 방법)
=> 다소 많이 복잡함
: segment가 하나만 필요하던 때에는 base/bound register가 하나의 pair만 필요했지만, 여러개의 segment가 사용되면 segment마다 pair가 각각 필요하게 되며,
해당 pair들을 관리하기 위해 table이 필요하게 됨.
: table은 physical memory에 직접 access하는 unmapped된 공간에 저장됨
# Computer System에서 사용하는 Address
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CPU => MMU => Physical Memory
logical address physical address
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* MMU : Memory Management Unit, CPU가 Physical Memory에 접근하는 것을 관리하는 하드웨어 장치
- table lookup을 통해 segment의 base register를 얻고, base register 더한 후, compair 하는 기능
- table lookup을 위해 메인메모리에 접근하는 기능
1. logical address(virtual address)
: CPU가 생성하는 Address, Compiler/Linker가 사용하는 address
2. physical address
: MMU가 변환시키는 Address
ex. 32bit Process - 메모리 공간 : 0 ~ 2^32-1
: 상위 2bit를 segment ID로 사용(segment table의 Index), 하위 30bit를 segment offset으로 사용
: code segment(ID : 00), data segment(ID : 01), stack segment(ID : 10), unused(ID : 11)
- Memory Sharing을 위해 Segment Table의 기본적인 정보
: Segment ID, Base Address(시작주소), Bound Address(크기), RW속성
(* Segment Table의 Base Address는 Physical Address)
- MMU의 입장에서 테이블에 접근하려면, segment의 index만 알아서는 안되고 해당 테이블의 시작 주소도 알아야함함
=> Segment Table Base Resgiter(STBR)가 필요
각 프로세스는 자신만의 Segment table을 가져야하며,
Process가 Context Switching이 되면, OS는 지금 들어오는 Process의 STBR정보를 MMU에 reloading 해야함
(context switching이 되면 table을 STBR값을 바꿔줘야함)
- 예제
<segment table>
--------------------------------------------
segment | Base | Bounds | RW
--------------------------------------------
0 | 0x4000 | 0x6FF | 10
1 | 0x0000 | 0x4FF | 11
2 | 0x3000 | 0xFFF | 11
3 | | | 00
--------------------------------------------
<1. Logical Address "0x1600"의 Address Transration>
0x1600
--------------------------------------------
0x / 01(segment id) / 6 / 0 / 0
+ 0x0000
--------------------------------------------
0x600 (=>이 주소로 transration)
but, 해당 주소는 segment table에서 봤을때, 해당 segment의 id(01) 항목의 Bound Address의 범위(0x4FF)를 넘거가게 됨
=> Memory Fault가 발생 -> SW Interrupt 발생
<2. Logical Address "0x3002"의 Address Transration>
=> unused 항목을 가르키게되어 Memory Fault가 발생 -> SW Interrupt 발생
# Segmentation의 문제점
- Memory를 Access하기 위해 2번의 Memory Access가 필요
: MMU가 segment table의 entry를 가지고 오기 위해 access
: MMU에서 얻은 Physical Address의 access
- Segment가 Main Memory에 많이 존재하면 fragmentation이 발생
- Function Call의 depth가 깊어지면, 주어진 Stack Segment의 크기보다 stack이 overflow 될 수 있음
=>에러로 처리하거나 OS가 stack segment의 사이즈를 늘려줄 수 있음.
- 공간이 남는다면 바로 할당해줌
- 모자르다면, disk로의 swapping을 수행
* Fragmentation이 발생하는 원인
: Memory Allocation Request의 사이즈가 항상 다르기 때문
: request되는 메모리공간 전체를 physical memory 공간에서 연속적인 공간을 할당해야함
=> 두가지를 배제하면 fragmentation 문제를 피할 수 있음
* Segmentation에서 fragmentation등의 문제가 생기게 됨(메모리 할당시 요구되는 사이즈가 모두 다르고, 물리 메모리에서 할당되는 공간이 연속적이여야 한다는 이유로)
=> 해당 부분을 해결하고자 paging 기법이 등장
- 메모리 할당의 단위를 고정시키고, 메모리 할당시 흩어진 메모리를 할당 받을 수 있도록 함
# Paging
: Memory Allocation을 Page라고하는 일정한 사이즈 단위로 수행하는 방법
* page와 frame
page : Logical address space를 일정한 크기로 나눈 Memory Block
frame : Phygical address space를 일정한 크키로 나눈 Memory Block, page의 크키와 같음
* Paging시에 Memory Allocation
1. logical/physical address space를 일정한 크키로 나누기
과거에는 0.5, 1, 2, 4K처럼 작은 단위로 나누었지만, 요즘은 Bus의 Bandwith의 크기나, memory의 크기가 커지므로 page의 크기도 커지는 추세임
: swapping을 염두하고 page크기를 정하였음. 즉, block 사이즈와 동일하게 page사이즈를 결정
2. Address Transration
- page table을 이용하여 MMU가 수행
=> MMU가 상위 비트에서 page number 얻기(상위 비트 : page number, 하위 비트 : page offset)
- page number를 이용해 page table을 뒤져 page frame number를 얻어와야 함
=> MMU는 Page Table Base Register(PTBR)라고하는 Page Table의 시작주소를 저장하는 레지스터가 필요하게 됨
=> OS는 Context Switching이 발생할 때마다 PTBR을 새로운 Process의 PTBR의 값으로 바꿔주어야 함
* segmentation과의 차이
: segmentation은 실제 segment의 크기는 가변적이므로 bound register를 사용하여 관리하지만,
paging은 동일한 사이즈를 가지고 작업을 하므로 fragmenation의 문제를 해결할 수 있음
but, internal fragmentation이 발생할 수 있음
* Paging의 장점
- fragmentation 해결
- Memory Allocation과 swapping이 용이함
* Paging의 단점
- Address reference 할때마다, 2번의 physical memory reference를 2번해야함
(page table에서 entry를 가지고 오기 위해서, 실제 데이터(인스트럭션)을 가지고 오기 위해서)
- segmentation과 달리 page table의 크기가 기사급수적으로 방대해 질 수 있음
*page table entry (32bit 환경인 경우)
: physical address : 32bit의 주소에서에서 상위 비트(frame number), 하위 비트(속성)을 나누어 저장
* 예제 : 32bit 환경, 1KB pages 사용
- page table의 size ?
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| page frame(22bit) | offset(10bit) |
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page의 갯수 : 2^22 * 4Bytes(1page마다 1word) = 16MB
(상당히 큰 크기의 페이지 테이블이 필요해 메인 메모리가 부족하므로 디스크로의 swapping 과정이 필요함)
*참고. 운영체제의 메모리 주소 지정방식 -Segmenthttp://zkakira.tistory.com/entry/%EC%9A%B4%EC%98%81%EC%B2%B4%EC%A0%9C%EC%9D%98-%EB%A9%94%EB%AA%A8%EB%A6%AC-%EC%A3%BC%EC%86%8C-%EC%A7%80%EC%A0%95%EB%B0%A9%EC%8B%9D-Segment
