운영체제 정리

운영체제

• 컴퓨터 시스템의 하드웨어와 소프트웨어 자원을 관리하여 사용자가 컴퓨터를 쉽고 효율적으로 사용할 수 있도록 환경을 제공하는 시스템 소프트웨어

커널

• 운영체제의 핵심 영역으로, 하드웨어와 직접 상호작용하며 자원의 효율적 관리, 보호, 인터페이스 제공 담당
• 시스템 콜과 드라이버 등의 기능이 포함 됨

 

운영체제의 주요 역할

• CPU 관리
  • 여러 프로세스에 공정하게 CPU를 배분하는 CPU 스케줄링을 담당 
  • 프로세스의 생성, 소멸, 상태 전이 등을 관리 
• 메모리 관리: 프로그램에 메모리 공간을 할당하고, 가상 메모리 기능을 제공하여 실제 메모리보다 큰 공간을 사용하는 환경을 지원
•  파일/디렉터리 관리: 파일 시스템을 통해 데이터 저장 및 접근 기능을 제공 
• 프로세스와 스레드 관리: 여러 프로세스를 동시에 실행하고, 프로세스 내부의 스레드를 관리
• 자원 보호 & 하드웨어 인터페이스 제공
  • 사용자와 프로그램이 하드웨어를 직접 제어하지 못하게 하여 안정성을 제공 
  • 키보드, 마우스, 디스크와 같은 장치에 대한 접근을 관리 

 

시스템 콜

• 응용 프로그램(사용자 영역)이 운영체제의 서비스(커널 코드)가 필요할 때 요청하는 특수 함수
• 대표적으로 fork(), exec() 등이 있으며, 파일 입출력, 프로세스 생성 등에서 사용

 

커널 영역(Kernel Mode)과 사용자 영역(User Mode)

• 커널 영역: OS 핵심이 실행되는 공간, 자원에 직접 접근 가능
• 사용자 영역: 일반 프로그램이 실행되는 공간, 자원 직접 접근 불가
  • 사용자 모드에서는 운영체제 서비스에 직접 접근하지 못하며, 반드시 시스템 콜을 통해서만 접근
• 이중 모드: CPU가 각 영역마다 접근 권한을 다르게 부여, 보안 및 안정성 보장
• 실행 과정: 사용자가 응용 프로그램을 실행 → 시스템 콜 호출 → 사용자 영역의 작업 백업(스택/프로세스 컨텍스트 등) → 커널로 전환(커널 모드 진입) → 커널 코드/인터럽트 처리 → 다시 사용자 영역 복원 후 재개

 

시스템 콜, 인터럽트, 소프트웨어 인터럽트

• 시스템 콜은 소프트웨어 인터럽트의 한 종류로 볼 수 있다.
• 입출력 등 자원 접근 시 소프트웨어 인터럽트가 발생하며, 이는 커널이 관련 처리를 담당한다.
• 하드웨어 인터럽트: 장치(키보드, 네트워크 등)에서 발생하는 신호
• 소프트웨어 인터럽트: 시스템 콜 등 프로그램이 명령을 통해 발생시키는 신호

 

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메모리 영역

 

코드 영역

• CPU가 읽고 실행할 프로그램의 명령어(기계어 코드)가 저장됨
• 읽기 전용으로 실행파일이 적재됨. 실행 중 내용이 변하지 않으며, 프로그램 시작~종료까지 계속 메모리에 유지

데이터 영역

• 전역 변수와 정적 변수를 저장 
• 정적 변수
  • 프로그램이 시작될 때 메모리에 할당되어, 프로그램이 종료될 때까지 그 값과 공간이 유지되는 변수, 함수 내에서 선언 시: 함수가 여러 번 호출되어도 변수는 한 번만 초기화되고, 이전 값을 계속 보존. 선언된 함수/파일 내에서만 접근할 수 있다.
• 실행 중 크기가 변하지 않는 정적 할당 영역. 프로그램 시작 시 할당, 종료 시 소멸
• 초기화된 데이터와 초기화되지 않은 데이터(BSS 영역)가 나눠질 수 있음

힙 영역 

• 사용자 코드에서 직접 동적으로 할당(new, malloc), 해제(delete, free)하는 공간
• 프로그램 실행 중 크기가 변할 수 있는 동적 할당 영역
• 공간을 할당해 놓고 반환하지 않으면 메모리 누수가 발생함. Java, Python은 가비지 컬렉션으로 자동 관리

스택 영역 

• 함수 호출 시 생성되는 지역 변수, 매개 변수, 함수 복귀 주소 등 저장
• 호출/복귀시 자동 생성·소멸. 스택 프레임 구조, 프로그램 실행 중 크기가 계속 변함

 

PCB란?

메모리에 적재된 프로세스를 관리하기 위해서는 이를 식별할 수 있는 커널 내의 정보가 필요하다. 

즉, 커널 영역에서 각 프로세스를 식별·관리하는 정보 집합

프로세스 생성 시 커널 내에 생성, 프로세스 실행 종료 시 소멸

커널 내의 프로세스 테이블에 여러 PCB들이 관리되어 있음

 

PCB 정보 내용

• PID(프로세스 식별자), 레지스터 값(문맥 정보), 프로세스 상태, CPU 스케줄링 정보(우선순위 등), 메모리 할당 위치, 열린 파일, 입출력 장치 정보 등

 

PCB 관리

• PCB는 커널의 프로세스 테이블에서 추가/삭제됨
• 좀비 프로세스: 프로세스가 종료되어 자원은 회수됐는데, 부모가 정상적으로 수거하지 않아 PCB가 남아있는 상태
• 고아 프로세스: 부모 프로세스가 먼저 종료되어 부모가 없는 프로세스. 이런 경우 리눅스 환경에서 init 프로세스가 대신 부모가 됨

 

 

프로세스의 메모리 적재와 준비/실행 상태

 

프로그램이 실행되면, 실행파일이 메모리에 적재되고 커널이 PCB를 생성한다.

프로세스는 메모리에 적재된 상태에서 여러 프로세스가 돌아가면서 실행되는데, 실행된다는 것은 cpu의 자원을 할당 받은것과 같다.

 

준비상태

• 메모리에 적재되어 CPU 할당을 기다리는 상태.
• 필요한 자원은 갖췄지만 아직 CPU를 할당 받지 않은 상태.

실행상태

• CPU 자원이 실제로 할당되어 명령을 실행하고 있는 상태.
• 여러 프로세스가 메모리에 있을 수 있지만, 하나의 CPU(단일코어 기준)는 동시에 한 프로세스만 실행상태가 될 수 있다.

 

CPU 자원과 타임 인터럽트

 

각 프로세스는 CPU 스케줄링 정책에 따라 일정 시간(TIME SLICE) 동안만 CPU를 사용할 수 있다.

지정된 시간이 지나면 타이머 인터럽트가 발생하고, OS가 CPU를 회수해 다른 프로세스에 할당한다.

이를 통해 다수의 프로세스가 공정하게 CPU를 번갈아 사용하게 되는 것

이렇게되면 사용하던 레지스터 값, 메모리 정보, 파일, 입출력장치를 기록해야하고, 이들을 문맥이라한다. 위에서 말한것처럼 PCB에 문맥이 저장되고, OS가 언제든지 상태를 백업/복구할 수 있다.

타임 인터럽트, 시스템 콜, 입출력 대기 등으로 CPU가 다른 프로세스로 넘어갈 때 현재 프로세스의 문맥을 PCB에 백업한다.

 

문맥교환(Context Switching)

• OS는 CPU를 다른 프로세스로 전환할 때,
  1. 현재 프로세스의 문맥을 PCB에 백업
  2. 다음 프로세스의 PCB에서 문맥 정보를 복구해서 실행을 시작
• 이 과정을 문맥교환이라고 하며, 물론 문맥 백업과 복구시에는도 자원이 소모되기에 빈번한 문맥교환은 큰 오버헤드가 생길 수 있다.

 

프로세스 상태

 

생성 상태

• 프로세스가 처음 생성되어 메모리에 적재되고, PCB가 할당된다.
• 아직 CPU를 할당받지 않은 상태

준비 상태

• 프로세스가 CPU를 할당받아 실행될 준비가 완료된 상태
• CPU가 할당될 때까지 대기 중이며, 준비 상태 → 실행 상태 전환을 디스패치라고 한다.
• CPU 할당의 조건은 충족해 ‘실행 가능’ 상태이지만, CPU 자원이 부족해 순서를 기다리고 있는 상태

실행 상태

• CPU가 실제로 프로세스에 할당되어 명령어가 실행되고 있는 상태
• 실행 중 타임 인터럽트 발생 또는 시간이 다 되면 실행 상태→준비 상태로 전환
• 입출력 요청 시 실행 상태 → 대기 상태로 전환

대기 상태

• 프로세스가 입출력 완료 등 특정 이벤트를 기다리는 상태
• CPU를 사용하지 않고, 이벤트가 발생하면 다시 준비 상태로 전환

종료 상태

• 프로세스가 정상 또는 비정상적으로 실행을 마쳤을 때의 상태
• 운영체제는 프로세스가 점유하던 자원을 회수하고 해제

상태 변경

• 생성 → 준비: 프로세스가 메모리 적재 및 초기화 완료 → CPU 할당 대기
• 준비 → 실행: 스케줄러가 CPU 할당 → 프로세스 실행 시작
• 실행 → 준비: 타임 슬라이스 종료나 선점에 의해 CPU 회수 → 다시 대기열로 대기
• 실행 → 대기: 입출력 요청, 이벤트 대기 등으로 CPU 반납
• 대기 → 준비: 입출력 완료, 이벤트 발생으로 CPU 할당 대기
• 실행 → 종료: 프로세스 실행 종료 또는 비정상 종료

 

멀티프로세스와 멀티스레드

 

멀티프로세스

• 동시에 여러 개의 독립적인 프로세스가 실행되는 방식
• 자원 공유: 각 프로세스는 별도의 메모리 공간(코드, 데이터, 힙, 스택)을 독립적으로 가지고 있다.
• 식별: PID, 파일 디스크립터, 입출력 장치 등이 독립적임
• 장점: 프로세스가 하나 중단되어도 다른 프로세스에 영향이 적어 안정성이 높음
• 단점: 프로세스 간 통신(IPC)이 상대적으로 복잡하고 비용이 큼, 메모리 사용량이 많음

 

멀티스레드

• 하나의 프로세스 내에서 여러 스레드가 동시에 실행되는 방식
• 자원 공유: 같은 프로세스 내 스레드들은 코드, 데이터, 힙 영역을 공유하지만, 각각 별도의 스텍, 스레드 ID, PC, 레지스터를 가짐
• 장점: 메모리와 자원을 효율적으로 공유해 시스템 자원 사용량 감소, 스레드 간 통신이 빠르고 간단함, Context Switching 비용이 프로세스보다 적음
• 단점: 자원 공유로 인해 동기화 문제가 발생할 수 있음. 하나의 스레드 오류가 전체 프로세스에 영향을 줌

 

프로세스 간 통신 (IPC) 방식

공유 메모리

• 프로세스들이 공통 메모리 영역을 할당받아 같은 메모리에 읽고 쓰는 방식
• 빠르지만 동기화 문제(Race Condition) 유발 가능

메시지 전달 

• 프로세스 간 데이터를 직접 메시지로 교환
• send(), recv() 시스템 콜 사용, 동기화 문제는 줄지만 커널을 거치므로 속도가 느림

 

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동기화

 

• 공유 자원: 메모리, 파일, 변수, 입출력 장치 등 여러 프로세스나 스레드가 공동으로 사용하는 자원
• 임계 구역 (Critical Section): 공유 자원에 접근하는 코드 중에서 동시 진입 시 문제(race condition)가 발생할 수 있는 부분
  • 즉, 여러 프로세스가 동시에 접근할 수 없도록 서로 상호 배제가 필요한 코드 영역

 

레이스 컨디션

• 서로 독립적으로 동작해야 할 프로세스나 스레드가 공유 자원을 동시에 변경하려 할 때 발생하는 예상치 못한 오류 상태
• 예) 둘 이상의 스레드가 같은 변수를 동시에 수정하면 데이터 불일치가 발생할 수 있음
• 문제 해결을 위해서는 반드시 임계 구역에 대한 동기화가 필요하다.

 

동기화의 두 가지 조건

 

1. 상호 배제(Mutual Exclusion)
   • 임계 구역에는 한 번에 오직 하나의 프로세스 혹은 스레드만 진입할 수 있어야 한다.
   • 다른 프로세스는 임계 구역이 비워질 때까지 기다려야 한다.
2. 실행 순서 제어 (순서 보장, Progress)
   • 여러 프로세스가 임계 구역에 접근할 때 올바른 순서로 접근할 수 있도록 보장해야 한다.
   • 예를 들어, 데이터를 쓰는 프로세스가 먼저 실행되어야 읽는 프로세스가 올바른 데이터를 읽을 수 있다.
   • 프로세스를 무한정 대기시키는 상황(starvation)이 발생하지 않도록 해야 한다.

 

동기화 구현 방법

 

뮤텍스(Mutex, 상호배제 락)

• 임계 구역에진입하기 전에 반드시 락을 획득(acquire)해야 하고, 임계 구역을 벗어나면 락을 해제(release)해야 하는 상호배제 기법
• 1개의 공유 자원만 동기화 가능(1개의 프로세스나 스레드만 임계 구역에 진입 허용)
• 락을 획득한 프로세스/스레드만 락을 해제할 수 있음(소유권 존재)

세마포어(Semaphore)

• 여러 개의 공유 자원을 대상으로 동기화를 수행하는 기법
• 정수 변수 S를 가지며, 이 값이 사용 가능한 공유 자원 수를 나타냄.동기화 함수는 wait()(P연산)과 signal()(V연산)으로 공유 자원 획득과 반환을 조절함
• 하나 이상의 동시 접근을 허용할 수 있음
• 소유권이 없어서 임의의 프로세스가 signal()을 호출할 수 있음
• 여러 프로세스나 스레드가 하나의 세마포어를 공유할 수 있음

조건 변수(Condition Variable)

• 특정 조건이 만족될 때까지 프로세스/스레드를 대기시키고, 조건이 충족되면 대기를 해제하는 동기화 도구
• 특징: 뮤텍스나 모니터와 결합하여 사용되며, 임계 구역 내에서 대기와 신호를 관리한다.

모니터(Monitor)

• 공유 자원과 그 자원에 대한 연산(함수)으로 구성된 추상적 동기화 방법
• 모니터 안에 여러 스레드/프로세스가 진입할 수 없도록 상호배제를 보장
• 모니터 내에서 조건 변수로 실행 순서 제어 및 동기화 가능
• 이미 임계 구역에 다른 프로세스/스레드가 있으면 대기 큐에서 기다림

 

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데드락(교착상태)

 

둘 이상의 프로세스가 서로 상대방이 점유한 자원을 기다리며 무한 정지 상태에 빠지는 현상

예: 프로세스 A는 자원 1을 점유, 자원 2를 기다리고, 프로세스 B는 자원 2를 점유, 자원 1을 기다리는 상황

 

교착상태 발생 4가지 조건 (동시 발생 시 교착상태 발생)

• 상호배제: 자원은 한 번에 한 프로세스만 사용할 수 있다.
• 점유와 대기: 자원을 이미 점유한 상태에서 다른 자원을 기다리는 상태
• 비선점: 자원을 이용하는 프로세스가 작업이 끝나기전에 그 자원을 뺏어갈 수 없다.
• 원형대기: 프로세스들이 원형 형태로 자원을 서로 대기하는 상태

 

교착상태 해결 방법

 

1. 예방(Prevention)
   • 교착상태 발생 조건 중 하나를 사전에 제거하여 예방하는 방법
   • 예: 상호 배제 제거, 점유와 대기 방지, 비선점 조건 해제, 원형 대기 조건 없애기(자원에 순서 부여)
   • 단점: 자원 활용률 저하, 실용성 떨어짐
2. 회피(Avoidance)
   • 자원 할당 시 교착 발생 가능성을 미리 계산해 위험 시 할당 거부
   • 대표 알고리즘: 은행원 알고리즘(Banker’s Algorithm)
   • 단점: 자원 한정 시 결국 교착 가능성 존재
3. 검출 및 회복(Detection and Recovery)
   • 사후 조치로, 문제 생기면 다른 프로세스에서 그 자원 강제로 빼앗아서 하나씩 처리하는 것. 리볼빙같은 느낌
4. 무시(Ignore)
   • 교착상태 발생 가능성은 극히 낮으며, 발생 시 재부팅 등으로 해결하는 현실적인 방법
   • 대부분의 상용 운영체제(Unix, Windows)에서 채택

 

 

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CPU 스케줄링 

 

운영체제는 여러 프로세스 중 어느 프로세스에 CPU 자원을 할당할지 결정한다. 효율적이고 공정한 CPU 배분이 시스템 성능을 좌우한다.

PCB 내 우선순위: 각 프로세스는 우선순위를 갖고, 운영체제는 PCB에 우선순위를 명시해 놓음.

스케줄러는 우선순위에 따라 CPU 할당을 결정한다. 사용자가 우선순위를 조정할 수도 있다.

 

CPU와 I/O 버스트: 프로세스는 CPU 연산과 입출력 작업을 번갈아 수행한다.

• CPU 버스트: CPU를 사용하는 작업 시간
• I/O 버스트: 입출력 장치를 사용하는 작업 시간
• CPU 바운드 프로세스: CPU 버스트가 긴 프로세스
• I/O 바운드 프로세스: I/O 버스트가 긴 프로세스

 

운영체제는 CPU 자원을 효율적으로 활용하기 위해 I/O bound 프로세스에게 우선순위를 부여하여 먼저 CPU를 할당한다.

그 이유는 I/O bound 프로세스가 짧은 CPU 작업 후 곧바로 입출력 대기 상태에 빠짐으로써 입출력 장치가 빠르게 동작을 시작하게 된다.

입출력 장치가 동작 중일 때는 CPU가 다른 프로세스에게 할당될 수 있으므로 CPU가 유휴 상태로 남지 않고 CPU bound 프로세스가 CPU를 집중적으로 사용할 수 있게 되는 것이다.

만약 CPU bound 프로세스에게 우선권이 주어진다면, CPU를 오랜 시간 점유하여 I/O bound 프로세스가 CPU를 받지 못하고 입출력 작업을 제때 시작하지 못한다. 이로 인해 입출력 장치는 동작하지 않고 대기 상태가 늘어나 시스템 자원이 비효율적으로 사용되며, 전체 CPU 활용률도 떨어질 수 있다. CPU가 계속 실행 중이지만 시스템 전체 자원의 병행 활용이 저해되어 효율성이 감소하는 상황이 발생하는 것이다.

하나의 CPU bound 프로세스가 CPU를 오래 점유하면, 다른 프로세스가 CPU 사용을 못 해 시스템 전반 입출력과 동시에 CPU 활용률을 극대화하지 못한다.

즉, CPU를 많이 쓰는 것처럼 보여도 시스템 전체 입출력 자원과 CPU가 효율적으로 병행 활용되지 못해 CPU 활용률이 떨어질 수 있다.

 

 

스케줄링 큐

• 준비 큐(Ready Queue): CPU 할당을 기다리는 프로세스의 PCB들이 모여 있는 큐
• 대기 큐(Waiting/Blocked Queue): 입출력 등 이벤트 대기 중인 프로세스의 PCB들이 큐를 이룸
  • 대기 큐는 이벤트별(입출력 장치 별)로 분리됨.

운영체제는 각 큐의 프로세스를 관리하며, 준비 큐에서 우선순위가 높은 프로세스부터 CPU를 할당한다.

 

스케줄러 종류

• 장기 스케줄러(Long-term): 시스템에 들어올 프로세스 수를 조절
• 중기 스케줄러(Medium-term): 프로세스를 임시 중지하거나 활성화해 시스템 부하 조절
• 단기 스케줄러(Short-term, CPU Scheduler): 준비 큐에서 CPU 할당할 프로세스를 선정

 

스케줄링 유형

• 비선점형(Non-preemptive): 프로세스가 스스로 CPU를 반납할 때까지 계속 사용
  • CPU를 독점할 위험이 있고, 긴 작업 때문에 다른 프로세스가 무한 대기할 수 있음.
• 선점형(Preemptive): 우선순위가 높은 프로세스가 등장,타임 인터럽트 등으로 강제로 CPU 빼앗아 다른 프로세스에 할당

 

스케줄링 알고리즘

 

• FCFS (First Come First Serve): 프로세스가 도착한 순서대로 처리
• SJF (Shortest Job First): CPU 버스트가 가장 짧은 프로세스 우선 처리
• Round Robin: 시간 할당량(퀀텀)을 정해 순환하며 CPU 할당
• SRT (Shortest Remaining Time): 남은 실행시간이 가장 짧은 프로세스 우선 처리
• 우선순위 스케줄링: 프로세스 별 우선순위에 따라 CPU 할당
• 다단계 큐, 다단계 피드백 큐: 여러 큐를 나누어 우선순위별로 스케줄링하며, 피드백을 통해 큐 이동도 가능

 

리눅스 5가지 스케줄링 정책

• SCHED_FIFO (First In First Out)
  • 선점형 실시간 스케줄링 정책. 시간 할당량 없음
  • 실행 가능한 가장 높은 우선순위 프로세스가 CPU 점유
• SCHED_RR (Round Robin)
  • 시간 할당량이 있는 실시간 스케줄링
  • SCHED_FIFO와 유사하지만, 타임 퀀텀을 다 쓰면 대기열 뒤로 이동
• SCHED_NORMAL (또는 SCHED_OTHER)
  • 일반 프로세스 스케줄링 정책.
• CFS(Completely Fair Scheduler)가 적용됨
  • CFS는 각 프로세스의 vruntime이라는 가상 실행시간을 관리하고, 가장 작은 vruntime을 가진 프로세스를 스케줄링함
  • vruntime은 프로세스의 실제 실행 시간과 우선순위를 반영한 값이며, RB 트리로 효율적 관리
• SCHED_BATCH: CPU 집약적 작업을 위한 정책. 비실시간, 백그라운드 작업에 적합
• SCHED_IDLE: 매우 낮은 우선순위로 CPU 여유가 있을 때만 실행

 

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가상 메모리

 

CPU는 명령어와 데이터를 직접 메모리(RAM) 에서 읽어와 처리한다.

그러나 프로세스는 실제 물리적인 메모리 주소를 직접 다루지 않는다. 대신 논리 주소를 사용한다.

• 논리 주소: 각 프로세스가 자신만의 0번지부터 시작하는 독립된 주소 공간을 가진다.
• 물리 주소: 실제 메모리(RAM) 상의 실제 위치를 뜻한다.

논리 주소와 물리 주소를 변환하는 역할을 담당하는 하드웨어 장치가 MMU(Memory Management Unit) 이다.

즉, CPU가 생성하는 주소(논리 주소)는 MMU를 통해 물리 주소로 변환되어 실제 메모리에 접근한다.

스와핑(Swapping)

 

운영체제는 동시에 여러 프로세스를 메모리에 적재하고 실행하지만, 메모리는 한정된 자원이다.

따라서 오래 기다리거나 사용되지 않는 프로세스는 보조기억장치(디스크) 의 스왑 영역(swap area) 으로 내보낸다.

이 과정을 스왑 아웃(swap-out) 이라 하고, 다시 실행할 때 메모리로 가져오는 것을 스왑 인(swap-in) 이라 한다.

스와핑을 통해 메모리 공간을 효율적으로 사용할 수 있지만, 디스크 접근이 느리기 때문에 성능 저하가 발생할 수 있다.

 

연속 메모리 할당과 외부 단편화

 

과거에는 프로세스를 메모리에 연속적으로 배치하는 방식이 사용되었다. 하지만 이 방식은 다음과 같은 문제점이 있다.

• 외부 단편화(External Fragmentation): 프로세스의 종료와 생성이 반복될수록 메모리 중간중간에 작은 빈 공간이 생긴다.
  • 이러한 공간은 전체 메모리 용량에는 포함되지만, 실제로는 사용할 수 없는 낭비된 공간이 된다.
• 프로세스 크기 제한: 하나의 프로세스는 반드시 연속된 공간에 올라가야 하므로, 실제 물리 메모리보다 큰 프로세스를 실행할 수 없다.

이 문제를 해결하기 위한 개념이 바로 가상 메모리다.

 

가상 메모리는 실제 메모리보다 큰 프로그램을 실행하기 위해 사용하는 기술이다.

운영체제는 실행 중인 프로세스의 일부만 실제 메모리에 올리고, 나머지는 디스크에 보관한다.

CPU는 논리적으로 전체 프로그램이 메모리에 올라와 있는 것처럼 인식한다.

-> 가상 메모리를 구현하는 기법으로는 페이징(Paging) 과 세그멘테이션(Segmentation) 이 있다.

 

페이징

 

페이징은 물리 메모리를 일정한 크기의 블록으로 나누어 관리하는 방법이다.

• 논리 주소 공간 → 일정 단위로 나눈 페이지(Page)
• 물리 주소 공간 → 동일한 크기의 프레임(Frame)
  
  

각 페이지는 메모리의 어느 위치(프레임)에 저장되어 있는지를 페이지 테이블(Page Table) 을 통해 관리한다.

• 페이지 번호 (Page number)
• 프레임 번호 (Frame number)
• 유효 비트 (Valid bit)
• 보호 비트 (Protection bit)
• 참조 비트 (Reference bit)
• 수정 비트 (Dirty bit)

이 방식을 사용하면 프로세스의 페이지들이 메모리에 불연속적으로 배치되어도 실행에 문제가 없다.

하지만, 외부 단편화는 사라지지만, 다른 문제가 발생한다.

 

내부 단편화(Internal Fragmentation)

페이지는 일정한 크기로 나누어지기 때문에, 프로세스의 마지막 페이지가 정확히 페이지 크기로 나누어떨어지지 않으면 남는 부분이 생긴다. 이 남는 공간은 사용할 수 없고, 이를 내부 단편화라고 한다.

 

세그멘테이션

 

세그멘테이션은 프로세스를 논리적으로 의미 있는 단위인 세그먼트(Segment) 로 나누는 기법이다.

예를 들어, 코드 세그먼트, 데이터 세그먼트, 스택 등이 독립적인 세그먼트가 된다.

• 각 세그먼트는 크기가 고정되어 있지 않다.
• 논리적 구조를 그대로 반영하므로 프로그래밍 설계 측면에서는 이해하기 쉽다.
• 하지만 세그먼트 크기가 일정하지 않기 때문에 외부 단편화 문제가 다시 발생할 수 있다.

 

페이지 테이블과 주소 변환 구조

페이징 시스템에서 CPU가 접근하는 논리 주소는 <페이지 번호, 변위(Offset)> 형태로 구성된다.

이 논리 주소는 페이지 테이블(Page Table) 을 통해 물리 주소 <프레임 번호(Frame number), 변위> 로 변환된다.

페이지 테이블은 각 페이지가 메모리의 어떤 프레임(Frame) 에 올라가 있는지를 나타내는 일종의 매핑 표다.

이때, 페이지 테이블의 시작 주소를 가리키는 레지스터가 PTBR(Page Table Base Register) 이다.

각 프로세스는 자신만의 페이지 테이블을 가지고 있으며, CPU는 PTBR을 통해 해당 프로세스의 페이지 테이블을 참조한다.

 

페이지 테이블 관리의 두 가지 문제

페이지 테이블 관리에는 두 가지 큰 고려사항이 있다.

1. 메모리 접근 횟수 문제
   • 페이지 테이블이 메모리에 존재한다면, CPU가 어떤 데이터를 읽기 위해서는
     1. 페이지 테이블 접근 (논리 → 물리 변환)
     2. 실제 프레임 접근
   • 이렇게 두 번의 메모리 접근이 필요하다.
   • 메모리 접근 시간이 2배가 되는 문제를 해결하기 위해 TLB(Translation Lookaside Buffer) 가 사용된다.
     • TLB: 페이지 테이블의 일부를 저장하는 고속 캐시 메모리
     • 동작 원리: 최근 접근한 페이지 번호와 프레임 번호 쌍을 저장하고, CPU가 주소 변환 시 해당 정보가 TLB에 존재하면 메모리 접근 없이 바로 변환
     • 특징: 참조 지역성 원리에 따라 효율적으로 동작(즉, 최근 접근된 페이지는 다시 접근될 가능성이 높음)
     • TLB에서 변환 정보를 찾지 못하면 이를 TLB miss 라 하며, 이때에만 페이지 테이블을 메모리에서 탐색하게 된다.
2.  메모리 용량 문제 (계층적 페이징)
   • 프로세스가 커질수록 페이지 테이블의 크기도 커진다. 모든 페이지 테이블을 메모리에 적재하는 것은 비효율적이다.
   • 이 문제를 해결하기 위한 방식이 계층적 페이징(Hierarchical Paging) 이다.
     • 아이디어: 페이지 테이블 자체를 다시 페이징한다.
     • 즉, 페이지 테이블을 여러 “하위 페이지 테이블”로 나누고, 이를 관리하는 상위(Outer) 페이지 테이블을 둔다.
     • 장점
       • 상위 페이지 테이블(outer table)만 메모리에 상주시키고, 실제 페이지 테이블 엔트리는 필요할 때만 보조기억장치에서 불러올 수 있다.
       • 결과적으로 메모리 낭비를 줄이고, 페이지 테이블 크기 관리가 가능해진다.

 

요구 페이징(Demand Paging)

 

가상 메모리 시스템에서는 프로세스의 모든 페이지를 한 번에 메모리에 올리지 않는다.

CPU가 실제로 접근할 때 필요한 페이지들만 적재하는 방식을 구 페이징이라 한다.

1. CPU가 특정 페이지에 접근하는 명령어를 실행한다.
2. 해당 페이지가 메모리에 존재한다면(유효 비트 = 1), 즉시 접근한다.
3. 페이지가 메모리에 없다면(유효 비트 = 0), 페이지 폴트(Page Fault) 발생
4. 운영체제의 페이지 폴트 처리 루틴이 실행되어, 해당 페이지를 디스크에서 메모리로 가져온다.
5. 페이지 테이블의 유효 비트를 1로 수정하고, 명령을 재시도한다.

이렇게 필요한 페이지만 로드함으로써 메모리 효율성을 높일 수 있지만, 너무 많은 페이지 폴트가 발생하면 성능 저하로 이어질 수 있다.

 

 

스레싱(Thrashing)

 

페이지 폴트가 지나치게 자주 발생하는 상황을 스레싱 이라고 한다.

이는 메모리에 적절히 유지되어야 할 페이지들이 계속해서 교체되며, CPU가 계속 디스크 I/O에 묶여 있는 비정상적인 상태를 의미한다.

• 원인: 프로세스 수나 페이지 요청이 많아, 실제 메모리보다 많은 페이지들이 교체되며 계속 스왑 인/아웃 발생
• 결과: CPU 활용률이 급격히 떨어지고, 시스템 전체가 느려진다.
• 운영체제는 이를 방지하기 위해 작업 집합(Working Set) 관리나 프레임 할당 조절 등의 정책을 사용한다.

 

페이지 교체 알고리즘

 

요구 페이징에서는 메모리가 가득 차면 새로운 페이지를 올리기 전에 기존 페이지 중 하나를 내보내야 한다.

이때 어떤 페이지를 교체할지 결정하는 기준이 페이지 교체 알고리즘이다.

 

1. FIFO (First-In First-Out)
   • 가장 먼저 들어온 페이지를 교체
   • 구현이 간단하지만, Belady’s anomaly(페이지 수가 늘어도 폴트가 증가하는 현상) 가 발생할 수 있음
2. Optimal (최적 교체)
   • 앞으로 가장 오랫동안 사용되지 않을 페이지를 교체
   • 실제 구현은 불가능하지만, 다른 알고리즘의 비교 기준으로 자주 사용됨
3. LRU (Least Recently Used)
   • 가장 오랫동안 사용되지 않은 페이지를 교체
   • 실제 접근 패턴을 시간순으로 기록해 가장 오래된 페이지를 선택
   • TLB와 마찬가지로 참조 지역성에 기반한 현실적인 방식
   • 구현은 스택 또는 카운터 기반으로 가능 (단, 오버헤드 존재)

 

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파일 시스템

 

보조기억장치에 저장된 정보(파일, 디렉터리 등)를 관리하는 운영체제 핵심 구성요소

파일은 이름, 데이터, 다양한 메타데이터(크기, 소유자, 권한 등)로 구성되어 있고, 파일 및 디렉터리 조작은 운영체제가 제공하는 시스템콜을 통해서만 가능

응용프로그램이 직접 하드디스크를 다루지 않고, 반드시 운영체제의 파일 시스템 API를 통해 파일을 생성, 열기, 쓰기, 닫기 등의 작업을 처리한다.

 

파일 디스크립터란?

 

• 파일 디스크립터는 OS가 각 프로세스에 부여하는 파일 식별자로, 파일, 입출력 장치, 파이프(IPC), 소켓 등 시스템의 다양한 입출력 자원을 구분하는 데 사용된다.
• 프로세스가 open() 시스템콜로 파일을 열면, OS는 해당 파일에 대한 파일 디스크립터(정수 값) 를 반환한다. 이후 write(), read(), close() 등 대부분의 파일 관련 함수 호출 시 이 디스크립터를 사용한다.
• 파일 디스크립터 활용 범위
  • 실제 파일뿐만 아니라, 표준 입출력(stdin: 0, stdout: 1, stderr: 2), 네트워크 소켓, 파이프 IPC 등도 모두 파일 디스크립터로 식별되어 동작한다.
  • 이 구조 덕분에 모든 것을 파일처럼 다룰 수 있어 시스템 설계가 일관되고 유연하다.

 

파일 관련 핵심 시스템콜

• open(filename, mode): 파일을 열고, 파일 디스크립터를 반환한다.
• write(fd, buf, count): 파일 디스크립터 fd가 가리키는 파일에 데이터를 쓴다.
• read(fd, buf, count): 파일 디스크립터 fd가 가리키는 파일에서 데이터를 읽는다.
• close(fd): 파일 디스크립터 fd를 닫아 자원을 해제한다.

 

사용자 모드 → 커널 모드 전환 및 시스템콜 처리 과정

1. open() 시스템콜 호출
   • 응용 프로그램이 파일 생성을 요청하면,
   • CPU는 트랩(trap) 을 통해 커널 모드로 전환된다.
   • 운영체제 커널이 파일 시스템에 접근하여 새 파일을 생성하거나 기존 파일을 연다.
   • 파일 생성이 완료되면, 커널은 해당 파일을 식별할 파일 디스크립터(정수 값)로 응용 프로그램에 반환한다.
2. write() 시스템콜 호출
   • 파일에 데이터를 기록해야 할 때 응용 프로그램은 write() 시스템콜을 호출한다.
   • 다시 한번 커널 모드로 전환되어, 커널 내부에서 파일 디스크립터를 통해 파일을 찾아 데이터를 기록한다.
   • 데이터 기록이 성공적으로 끝나면 제어가 응용프로그램(사용자 모드)로 돌아온다.
3. close() 시스템콜 호출
   • 작업 후 파일 디스크립터를 close() 시스템콜로 닫으면,
   • 커널 모드로 전환되어 관련 자원을 해제하고 파일 시스템에 변경 사항(버퍼 등)을 반영한다.
   • 종료 완료 시 사용자 모드로 복귀한다.

 

운영체제에서 디렉터리는 특별한 파일로 간주된다.

즉, 디렉터리 자체도 파일 형태로 보조기억장치에 저장되고, 내부에는 디렉터리 엔트리라는 테이블 형식의 정보가 나열된다.

디렉터리와 경로 구조

• 루트 디렉터리(`/`)가 최상위에 있고, 그 아래로 서브 디렉터리들이 트리 구조로 연결된다.
• 각 디렉터리의 엔트리는 파일 이름과 해당 파일이 저장된 위치(아이노드 또는 블록 식별자 등)를 찾을 수 있는 정보를 포함한다.
• 디렉터리 구조를 탐색할 때, 운영체제는 루트 디렉터리부터 출발해 하위 디렉터리를 따라가며 목적 파일을 찾는다.

디렉터리 엔트리의 세부 내용

• 파일 이름(또는 디렉터리 이름)
• 파일의 i-node 번호(해당 i-node에는 파일의 실제 위치, 소유자, 접근 권한 등 메타데이터 저장)
• 필요 시 파일 유형(일반 파일, 디렉터리, 링크 등)

 

파일 할당 방법

 

운영체제는 파일과 디렉터리를 블록 단위로 관리한다.

파일을 여러 블록으로 분산 저장할 때 대표적으로 아래 두 가지 방식이 많이 쓰인다.

• 연결 할당(Linked Allocation): 파일의 각 블록 내부에 다음 블록의 주소를 저장해서, 체인처럼 블록들이 서로 연결되는 방식이다. 첫 블록의 위치만 알아도 전체 파일을 순차적으로 읽을 수 있다.
• 색인 할당(Indexed Allocation): 모든 데이터 블록의 위치(주소)를 한꺼번에 저장한 색인 블록(index block) 을 별도로 두어, 각 파일의 인덱스 블록을 통해 블록의 위치 정보를 한 번에 참조할 수 있다.

 

파일 시스템 포맷과 아이노드

• 포맷팅(Formatting): 데이터 저장 전, 파일 시스템 구조(블록, 아이노드, 디렉터리 등)를 생성하여 저장 준비를 마치는 과정이다.
• 아이노드(i-node): 유닉스 계열 파일 시스템의 핵심 색인 블록 구조
  • 파일이 저장된 블록 위치 정보
  • 파일의 소유자, 권한, 크기, 생성·수정·삭제 시간
  • 파일 이름을 제외한 거의 모든 메타데이터를 포함한다.
  • 실제 디렉터리 엔트리에는 파일 이름과 이 파일이 연결된 아이노드 번호만 저장되어 있고, 나머지 정보들은 아이노드를 참조해 확인한다.

 

아이노드 기반 파일 시스템에서는 모든 파일(디렉터리 포함) 이 고유의 아이노드를 가진다.

아이노드는 파일의 실제 데이터 블록 위치, 크기, 권한, 시간 정보 등 이름을 제외한 모든 메타데이터를 저장한다.

이 구조 위에서 하드 링크와 심볼릭 링크, 그리고 마운트 개념이 적용된다.

 

하드 링크

• 하드 링크는 동일한 아이노드 번호를 갖는 “다른 이름의 파일”을 생성하는 방법이다.
• 하드 링크 파일과 원본 파일은 같은 아이노드를 공유하므로, 데이터와 속성이 완전히 동일하다.
• 하드 링크 방식에서는 원본 파일이 삭제되더라도 아이노드를 참조하는 링크(하드 링크)가 남아있으면 데이터는 절대 유실되지 않는다.
• 파일에 연결된 링크가 모두 삭제되어야 실제 데이터 블록과 아이노드가 해제된다.
• 하드 링크 파일과 원본 파일 모두 동등하며, 어느 한쪽을 수정하면 다른 쪽 내용도 바뀐다.
• 주의: 하드 링크는 일반적으로 동일한 파일 시스템(동일 파티션) 내에서만 만들 수 있다. 또한 디렉터리에 대한 하드 링크는 원칙적으로 제한된다.

 

심볼릭 링크

• 심볼릭 링크는 바로가기(단축 아이콘)처럼, “원본 파일 경로”만을 저장하는 특수한 파일이다.
• 원본 파일의 아이노드를 가리키는 것이 아니라, 원본의 경로를 문자열로 저장해서 접근 시 OS가 원본을 찾아 연결한다.
• 심볼릭 링크와 원본 파일의 아이노드는 다르다.
• 원본 파일이 삭제/이동되면, 심볼릭 링크는 연결이 끊긴 단순 텍스트 파일(broken link)이 되어 파일 내용에는 접근할 수 없다.
• 심볼릭 링크는 디렉터리에도 생성할 수 있고, 서로 다른 파일 시스템이나 네트워크 드라이브에도 만들 수 있다.

 

마운트

• 마운트란, 한 저장장치나 파티션(분리된 파일 시스템)의 루트/서브 디렉터리를 다른 디렉터리 트리에 연결하는 작업이다.
• 즉, 새로운 저장장치를 기존 디렉터리 구조의 특정 위치에 편입시켜 OS와 사용자/프로그램이 투명하게 접근할 수 있도록 한다.
• 마운트된 위치 아래에서는 그 저장장치의 파일과 디렉터리가 자연스럽게 열람/수정/삭제된다.