• 0. HEX
• 1. Paging
  • 1. 개념
    • 유저관점에서 추가 개념
    • 장점
    • 단점
  • 2. virtual address
    • 구성요소
  • 3. page table
  • 4. PTE(Page Table Entries)의 구성요소
    • valid bit 이 0(invalid)일 때
  • 5. 용어 정리
    • 책 한권
    • 책의 5번 페이지
      • 책 5번 페이지의 10번째 단어
  • 6. 페이징 전체 흐름
• 2. demanding paging
  • 1. page fault 처리 단계
  • 2. 이게 잘 굴러가는 이유 -- Locality
  • 3. Cold start
• 3. Segmentation
  • 1. 변환과정
• 4. Paging vs Segmentation 차이점 상세
  • 1. 구조, 성능 차이
  • 2. 능력, 목적 차이
• 5. 결론 Segmentation with Paging (하이브리드)

0. HEX

• 0x: 이건 16진수다 라는 표시
• 예시
  • 0x4AFE = 4×4096(16^3) + 10×256(16^2) + 15×16(16^1) + 14×1(16^0) = 19198
• 한자리가 4bit이다(16진수이기 때문에)

1. Paging

1. 개념

virtual memory → page table → physical memory

• 프로세스가 사용하는 메모리를 물리 메모리 상의 비연속적인(noncontiguous) 위치에 나누어 배치할 수 있게 한다.
• virtual-mem과 physical-mem을 동일한 크기로 자른다(4kb가 대중적)
• 운영체제는 모든 빈 프레임을 추적한다.
• 가상 주소를 물리 주소로 변환하기 위한 페이지 테이블(page table)을 설정한다.
• 프로그램을 한 번 종료했다가 재시작하면 vm은 같은 값이 나오지만 실제 물리 메모리는 다른 값이다.

유저관점에서 추가 개념

• 유저는 연속적인 메모리만 본다.
  • Virtual address space (VAS)
• 실제로 페이지들은 물리 메모리 전체에 흩어져(scattered) 저장된다.
  • 가상 주소를 물리 주소로 변환하는 매핑이 존재한다.
  • 이 매핑 과정은 프로그램에게 보이지 않는다.
• process A가 process B에 엑세스 못해서 자연스럽게 protection도 해결된다.
• Process A는 Process B의 메모리 구조나 페이지 매핑 정보를 알 수 없어야 한다.
  • 왜냐:
    • 다른 프로세스의 데이터를 읽을 수 있고
    • 다른 프로세스의 데이터를 수정할 수 있고
    • 시스템 전체의 보안과 안정성이 깨질 수 있으니까
• 그래서 절대 유저레벨에게 보여주지 않는다.

장점

1. 물리 메모리 할당이 쉽다.
2. 외부 단편화가 없다.
3. page out(메모리 꽉차면 디스크로 내려보내는거)이 쉽다.
4. 페이지 보호가 쉽다(protection bit + valid bit을 사용하기 때문에).
5. 페이지 공유가 쉽다(OS가 페이지 테이블에서 같은 PFN을 가리키게 하면 되기 때문에).

단점

1. 내부 단편화 발생 가능(4kb여서 크게 문제는 안됨) + 뒤에 segmentation 기법이랑 같이 사용해서 잘 발생 안함
2. 모든 메모리 access를 2번이나 해야해서 2배씩 느려짐
   • 해결법: TLB 사용
3. 페이지 테이블이 너무 큼 → 해결책 multi-level / inverted page table

2. virtual address

virtual address란 프로세스가 생성하는 가상 주소 공간 상의 한 위치

구성요소

• VPN과 offset으로 구성된다.
• 총 32비트로 구성된다.
• 그 중 offset은 페이지의 크기와 관련이 있다.
  • 페이지 크기 2^n이라면 offset은 n비트만큼 할당된다.
• VPN은 32-n 비트이다.
  • 만약 페이지의 크기가 4kb라면 2^12=4kb이기 때문에 VPN = 20bit, offset = 12bit이다.

3. page table

• OS가 관리한다.
• 각 프로레스는 자신만의 페이지 테이블을 가지고 있다(프로세스마다 주소 공간이 독립이고 보호돼야 해서).
• VPN이 페이지테이블에 의해 PFN으로 매핑된다.
• VPN과 PTE(page table entry = 페이지 테이블의 한 칸)은 일대일 대응된다.

4. PTE(Page Table Entries)의 구성요소

• V(Valid bit):
  • 1이면 PFN꺼내서 VPN에서 변환, 0이면 문제있어서 OS한테 넘김(trap)
    • 1이면 valid, 이 페이지가 프로세스의 주소 공간 안에 있는, 합법적인 페이지라는 뜻
    • 0이면 invalid, 주소 공간 밖 2가지 경우가 있다
      • 애초에 할당된 적 없음 (Never allocated) — 엉뚱한 주소, NULL 포인터 같은 거. 건드리면 불법 접근
      • 디스크로 쫓겨남 (page out to disk) — 합법인데 자리 없어서 디스크에 내려간 상태. 건드리면 page fault → 다시 끌어올림
• R(Reference): 그 페이지에 접근된 적있는지
• M(Modify/dirty): 이 페이지에 뭘 썼나 - dirty일 때만 디스크에 다시 씀
• Prot: R/W/X 권한
  • 각 페이지마다 보호 비트가 있어서, 합법 페이지라도 "무슨 동작까지 허용할지(read-only, read-write, execute-only)"를 세밀하게 정한다.
• PFN: 물리 프레임 번호

valid bit 이 0(invalid)일 때

1. 페이지 테이블에서 처음으로 피지컬 메모리 접근
2. 메모리에 없다
3. 디스크에 있다
4. 디스크에서 메모리로 올린다 (page fault)

5. 용어 정리

책 한권

• virtual memory
• physical memory

책의 5번 페이지

• page: vm 한칸
• page table
• frame: physical mem 한칸

책 5번 페이지의 10번째 단어

• virtual address(VPN+offset)
• PTE
• physical address(PFN+offset)

6. 페이징 전체 흐름

ex:
page = 4096byte

0   0 ~ 4095
1   4096 ~ 8191
2   8192 ~ 12287
3   12288 ~ 16383
4   16384 ~ 20479

virtual address = 0x4AFE = 19198
19198//4096 = 4 = 0x00004(20bit)
따라서 VPN = 0x00004(20bit)

따라서 들어가는 페이지 = 페이지 4번

19198 % 4096 = 2814= 0xAFE
따라서 offset = 0xAFE

page table이 아래와 같이 생겼다면

0   2|7
1   D|0
2   3|1
3   F|E
4   B|6 여기에 들어감
5   A|4

이 virtual address는 페이지 테이블의 [4]번 칸을 조회한다.
그 후 VPN 0X00004는 PFN 0xB6로 매핑된다

그래서 나오는 physical address B6AFE가 된다(offset은 유지되기 때문에)

2. demanding paging

프로그램을 통째로 메모리에 안 올리고, 실제로 건드리는 페이지만 그때그때(demand) 올린다.

• I/O 줄이고, 메모리 적게 쓰고, 유저 더 수용하고, 반응성이 좋아진다.

페이지가 메모리에 없으면 → PTE의 valid=0, 그리고 PTE에 OS가 **"이 페이지가 디스크 어디에 있는지(swap 위치)"**를 적어둔다.

그 페이지를 건드리면 → page fault(trap)

이건 segfault 같은 에러가 아니라 회복 가능한 정상 동작.

OS가 처리하고 터진 명령을 다시 실행한다. 앱은 이게 일어난 줄도 모른다. (transparent)

1. page fault 처리 단계

1. 주소 참조(cpu가 페이지 접근)
2. Trap(Page fault)(valid = 0 → OS로 넘김)
3. 디스크에서 찾기 swap file 위치 확인
4. 디스크에서 프레임으로 이동 -- 여기서 근데 빈 프레임이 없으면? 누군가를 내쫓아야함(page replacement algorithm)
5. PTE 갱신 valid=1, 프레임 연결
6. 명령 재시작

2. 이게 잘 굴러가는 이유 -- Locality

• 필요할 때만 올린다는게 page fault를 계속 유발하지 않나?
  • 안그렇다. 지역성 때문에
    1. 시간 지역성(Temporal): 방금 쓴 데이터는 또 쓸 가능성이 높다.
    2. 공간 지역성(Spatial): 방금 쓴 곳 근처를 다시 쓸 가능성이 높다.

3. Cold start

프로세스 처음 시작하면 페이지 테이블 전부 valid=0인 상태

처음 시작할 때 cold page fault 생으로 맞고 가야함

demand인 이유: 미리 다 올리는 게 아니라, 요구가 들어와야(폴트가 나야) 올리니까

3. Segmentation

paging은 메모리를 의미 무시하고 똑같은 칸으로 자르는데 반해 segmentation은 메모리를 논리적 의미 단위로 자른다.

virtual address = [ Segment# | Offset ] // 세그먼트 번호 + offset

• Segment# = base, limit으로 구성되어있음
  • base: 이 세그먼트가 물리 메모리 어디서 시작하는지
  • limit: 이 세그먼트가 얼마나 긴지 ← 이게 새로 등장
    • limit이 필요한 이유: 세그먼트마다 크기가 달라서
• variable partition의 확장판이다.

장점

1. 논리 단위라 늘리고 줄이기 편하다.
2. 보호가 자연스럽다(세그먼트 단위로 R/W/X권한).
3. 공유가 깔끔하다.

단점

1. 외부 단편화 발생 - 세그먼트 크기가 제각각이라서. 근데 세그먼트가 워낙 큰 문제는 안됨
2. 세그먼트 테이블이 크다(메인 메모리에 두고 하드웨어 캐시로 속도 보완)(근데 일반적으로 페이지 테이블보다는 크기가 작다)

1. 변환과정

logical address → space segment table → physical memory

1. 가상주소[segment#|Offset]
2. 세그먼트 테이블 [Seg#](limit, base)
3. offset이 limit보다 작은지 조사
4. offset이 limit보다 크면 protection fault
   • offset이 limit보다 크면 안되는 이유: limit는 그 가상 주소가 할당받은 전체 메모리 크기여서
5. 물리주소 = base + offset

4. Paging vs Segmentation 차이점 상세

1. 구조, 성능 차이

2. 능력, 목적 차이

5. 결론 Segmentation with Paging (하이브리드)

• Paged Segments: 세그멘테이션 + 페이징. 세그먼트를 페이지 크기의 배수로 잡음
• 세그먼트가 **"pageable"**해짐 — 세그먼트 통째로 옮기는 게 아니라 페이지 조각 단위로 올리고 내림
• 그 결과 외부 단편화 제거 (세그멘테이션의 치명적 약점을 페이징으로 해결)
  • 내부단편화는 있을 수 있다.