Study/CS

3. 운영체제 (2)

마스9 2025. 3. 6. 01:06

CPU 스케줄링

운영체제는 다양한 프로세스와 스레드에 CPU의 사용을 배분함으로써 CPU의 자원을 관리

→ CPU 스케줄링

프로세스와 스레드 모두 CPU의 스케줄링의 대상.
실행의 문맥을 가지고 있으면 모두 스케줄링이 가능하기 때문

 

우선순위

운영체제는 프로세스별 우선순위를 판단하여 PCB(Process Control Block)에 명시

우선순위가 높은 프로세스에 CPU를 더 빨리, 더 많이 할당

 

기준

  • CPU 활용률: 전체 CPU의 가동 시간 중 작업을 처리하는 시간의 비율
    • 운영체제는 높은 CPU 활용률 유지를 위해 입출력이 많은 프로세스의 우선순위를 높게 유지

프로세스들은 CPU와 입출력장치를 모두 사용해 실행과 대기를 반복

  • CPU 버스트: CPU를 사용하는 작업
  • I/O 버스트: 입출력 장치를 기다리는 작업

해당 프로세스가 어떤 작업을 더 많이 하냐에 따라

  • I/O bound process
  • CPU bound process

이 두가지 프로세스는 각자 머무르는 상태가 다르기 때문에 공평하게 사용하면 합리적이지 못하다.

  • I/O bound process를 우선순위를 높혀 빠르게 처리한 후,
  • CPU bound process를 집중적으로 처리하는 것이 합리적

I/O bound process는 CPU 버스트가 짧기 때문에 뒤로 밀려나면 억울함

 

스케줄링 큐

  • Ready Queue: CPU를 이용하고 싶은 프로세스의 PCB가 들어가는 큐
    • 순서 + 우선순위를 고려하여 프로세스 실행
    • 타이머 인터럽트 발생(타임 아웃)시 다시 Ready Queue로 이동
    • 입출력 발생 시 Waiting Queue로 이동
  • Waiting Queue: 대기 상태에 접어든 프로세스의 PCB가 들어가는 큐
    • 입출력 완료 인터럽트가 발생할 때 까지 대기

 

선점형 스케줄링과 비선점형 스케줄링

 

실행 도중 스케줄링이 이뤄지는 경우

  • 실행 상태 → 대기 상태(입출력)
  • 실행 상태 → 준비 상태(타이머 인터럽트)

이 두가지 상황에서 모두 수행되는 스케줄링 유형이 선점형 스케줄링

  • 운영체제가 프로세스로부터 CPU 자원을 강제로 빼앗아 다른 프로세스에 할당할 수 있는 스케줄링
    • CPU의 독점을 막고 합리적으로 자원 배분 가능
    • 컨텍스트 스위칭간 오버헤드 발생

실행 상태 → 대기 상태(입출력) 에서만 수행되는 스케줄링 유형이 비선점형 스케줄링

  • 어떤 프로세스가 CPU를 사용하고 있을 때 그 프로세스가 종료되거나 스스로 대기 상태에 접어들기 전까지는 다른 프로세스가 끼어들 수 없는 상태
    • 컨텍스트 스위칭이 비교적 적어 오버헤드 감소
    • 급한 프로세스가 있어도 대기해야함

 

CPU 스케줄링 알고리즘

1. 선입 선처리 스케줄링(FCFS)

  • 단순히 Ready Queue에 삽입된 순서대로 CPU 할당
  • 프로세스들이 기다리는 시간이 매우 길어질 수 있음
    • convoy effect(호위 효과)

2. 최단 작업 우선 스케줄링(SJF)

  • 준비 큐에 삽입된 프로세스 중 CPU를 이용하는 시간의 길이가 가장 짧은 프로세스부터 먼저 실행
  • 비선점형 스케줄링 알고리즘

3. 라운드 로빈 스케줄링(RR)

  • 선입 선처리 스케줄링 + 타임슬라이스
    • 타임 슬라이스: CPU를 사용하도록 정해진 시간
  • 삽입된 프로세스들이 순서대로 CPU를 이용하되, 일정시간이 다 되면 다시 큐 맨 뒤로 이동
  • 선점형 스케줄링 알고리즘

4. 최소 잔여 시간 우선 스케줄링(SRT)

  • 최단 작업 우선 스케줄링 + 라운드 로빈 스케줄링
  • 타임 슬라이스만큼 CPU를 사용하되, 남아있는 시간이 가장 적은 프로세스를 우선으로 처리

5. 우선순위 스케줄링(Priority)

  • 프로세스에 우선순위를 부여하고, 가장 높은 우선순위 부터 처리
  • 우선순위가 높은 프로세스를 먼저 처리하기 때문에 우선순위가 낮은 프로세스는 실행이 안될 수 있음
    • 기아(Starvation) 상태
  • 기아 상태를 극복하기 위해 에이징(aging)을 통해 대기할 수록 프로세스의 우선순위를 높힌다.

6. 다단계 큐 스케줄링(multilevel queue)

  • 우선순위 스케줄링의 발전 형태
  • 우선순위 별로 여러개의 Ready Queue를 사용
  • 가장 우선순위가 높은 큐를 먼저 처리, 비어있다면 다음 우선순위의 큐 처리
  • 우선순위 스케줄링과 똑같이 기아 상태 발생

7. 다단계 피드백 큐 스케줄링(multilevel feedback queue)

  • 다단계 큐 스케줄링과 비슷하지만, 프로세스들이 큐 사이를 이동 가능
  • 처음 큐에 들어오는 프로세스는 가장 높은 우선순위에 배치
  • 타임 슬라이스 동안 실행 후 끝나지 않으면 다음 우선순위 큐에 배치
  • 자연스럽게 CPU 버스트가 긴 프로세스는 우선순위 밖으로 밀림
  • 프로세스의 큐 이동을 통해 에이징 기법으로써 적용 가능

 

리눅스 CPU 스케줄링

스케줄링 정책 적용 상황
SCHED_FIFO 실시간성 프로세스에 적용되는 정책 (매우 높은 우선순위 할당)
SCHED_RR 실시간성 프로세스에 적용되는 정책 (매우 높은 우선순위 할당)
SCHED_NORMAL 일반적인 프로세스에 적용되는 정책
SCHED_BATCH 일반적인 프로세스만큼 자주 선점하지 않는 배치 작업에 적용되는 정책
SCHED_IDLE 우선순위가 매우 낮은 프로세스에 적용되는 정책

 

SCHED_FIFO, SCHED_RR: Real-Time 스케줄러에 의해 이뤄지는 스케줄링

SCHED_NORMAL: CFS 스케줄러에 의해 스케줄링

  • CFS: 완전히 공평한 CPU 시간 배분 지향 스케줄러
    • 리눅스는 프로세스 마다 가상 실행 시간(vruntime) 존재 → 가중치를 고려한 가상의 실행 시간
      • vruntime = CPU를 할당받아 실행된 시간 * $\frac{평균 가중치(상수)}{프로세스의 가중치}$
    • CFS는 해당 시간이 가장 작은 프로세스부터 스케줄링
    • RB 트리를 이용하여 최소값의 시간을 가진 프로세스를 빠르게 선별 가능

 

가상 메모리

물리 주소와 논리 주소

  • 물리 주소: 메모리의 하드웨어 상 실제 주소
  • 논리 주소: 프로세스마다 부여되는 0번지부터 시작하는 주소 체계

논리주소와 물리주소를 연결하기 위해 메모리 관리 장치(MMU)가 등장

 

스와핑과 연속 메모리 할당

스와핑

  • 대기 상태가 되었거나 오랫동안 사용되지 않은 프로세스를 임시로 스왑 영역(보조기억장치 영역)으로 보냄
  • 그렇게 생긴 빈 공간에 다른 프로세스를 적재하여 실행
  • 스왑 아웃: 메모리 → 스왑영역
  • 스왑 인: 스왑 영역 → 메모리

연속 메모리 할당과 외부 단편화

  • 프로세스 A할당 후 프로레스 B를 A의 메모리 주소 바로 다음으로 연속으로 배치
  • 외부 단편화 문제 발생
    • 프로세스가 실행과 종료를 반복하면 메모리 사이사이에 빈공간이 발생 → 사용하기 어려움
    • 메모리 낭비

 

페이징을 통한 가상 메모리 관리

위 스와핑과 연속 메모리 할당은 2가지 문제 내포

  1. 외부 단편화
  2. 물리 메모리보다 큰 프로세스는 실행 불가

이러한 문제를 가상 메모리(virtual-momory)로 해결 가능

  • 실제 메모리보다 더 큰 프로세스를 실행할 수 있도록 메모리 관리
    • 보조기억장치를 메모리 처럼 사용
    • 프로세스의 일부만 메모리에 적재
  • 대표적인 가상 메모리 관리 기법
    • 페이징
    • 세그멘테이션

페이징

프로세스의 논리 주소 공간인 페이지 로 나누고,

물리 주소 공간을 페이지와 동일한 크기의 프레임 이라는 일정한 단위로 나눔

페이지 를 프레임 에 할당하는 가상 메모리 관리 기법

  • 물리 메모리에는 불연속적으로 페이지가 배치될 수 있음
  • 외부 단편화 발생 X

페이징 기법에서도 스와핑이 적용된다.

대신 프로세스 단위가 아닌 페이지 단위로 적용

  • 페이지 인
  • 페이지 아웃

즉, 일부는 메모리 적재 일부는 보조기억장치에 적재하여 물리 메모리 보다 큰 프로세스 실행 가능

 

페이지 테이블

프로세스의 페이지와 실제 적재된 프레임을 짝지어주는 정보

  • 페이지 번호 : 적재된 프레임 번호 대응
  • 프로세스마다 각자의 페이지 테이블 정보가 있음 → 프로세스를 실행 할 때 페이지 테이블 참조
    • PC → 페이지 테이블 → 실행할 프로세스 메모리에 올림
  • 테이블 엔트리: 페이지 테이블의 행
    • 페이지 번호, 프레임 번호, 유효 비트, 보호 비트, 참조 비트, 수정 비트
    • 유효 비트: 페이지에 접근이 가능한지(메모리에 있는지) 여부 → 유효하지 않으면 페이지 폴트
    • 보호 비트: 페이지 보호를 위해 존재 r-w-x를 비트로 저장
    • 참조 비트: CPU가 해당 페이지에 접근한 적 있는지 여부 → 페이지 교체 알고리즘을 통해 페이지 아웃
    • 수정 비트: 해당 페이지에 데이터를 쓴 적 있는지의 여부 → 수정이 되었으면 보조기억장치에도 반영해야함
  • 내부 단편화의 문제가 있음
    • 페이지라는 일정한 크기로 자르지만, 프로세스는 페이지의 크기에 딱맞게 떨어지지 않음
    • 페이지 10KB, 프로세스 107KB → 3KB 낭비S

  • 어떤 프로세스를 실행하려면 해당 프로세스의 페이지 테이블이 메모리에 적재된 위치를 알아야 함
    • 페이지 테이블 베이스 레지스터(PTBR)에 저장되어 있음

페이지 테이블을 메모리에 두는 것은 다음과 같은 문제가 발생한다.

  • 메모리 접근 횟수가 많아짐
    • 페이지 테이블 접근을 위해 한 번, 실제 프레임에 접근하기 위해 한 번 → 두 배로 메모리 접근
    • TLB 라는 페이지 테이블의 캐시 메모리 사용
      • 참조 지역성의 원리에 근거해 자주 사용하는 페이지 위주로 페이지 테이블 일부 내용 저장
  • 메모리 용량을 많이 차지함
    • 페이지 테이블의 크기가 크기 때문에 모든 페이지 테이블 엔트리를 메모리에 두는 것은 낭비
    • 계층적 페이징으로 해결
      • 페이지 테이블을 페이징 → 다단계 페이지 테이블

 

페이징 주소 체계

  • <페이지 번호, 변위> 와 같은 형태로 저장되어 있음

 

페이지 교체 알고리즘

요구 페이징: 메모리에 프로세스를 적재할 때 필요한 페이지만을 적재하는 기법

  1. CPU가 특정 페이지에 접근
  2. 해당 페이지가 메모리에 있다면 CPU는 페이지가 적재된 프레임으로 접근
  3. 없다면 페이지 폴트
  4. 페이지 폴트 처리 루틴을 통해 해당 페이지 메모리에 적재

페이지 교체 알고리즘

  • 순수 요구 페이징: 아무것도 메모리에 적재하지 않고 계속 페이지 폴트를 발생 → 결국엔 페이지 폴트 빈도가 줄어들게 됨
  • FIFO 페이지 교체 알고리즘: 메모리에 가장 먼저 적재된 페이지 부터 스왑 아웃
    • 많이 쓰던 페이지도 스왑 아웃 우려가 있음
  • 최적 페이지 교체 알고리즘: 사용 빈도가 낮은 페이지를 교체
    • 가장 낮은 페이지 폴트율을 보장
    • 앞으로 가장 적게 사용할 페이지를 예측해야 하므로 구현이 어려움
  • LRU 페이지 교체 알고리즘: 가장 적게 사용한 페이지를 교체하는 알고리즘
    • 가장 보편적인 알고리즘

페이지 폴트의 종류

  • 메이저 페이지 폴트: 메모리에 데이터가 없을 경우 보조기억장치에서 메모리로 읽어들이는 페이지 폴트
  • 마이너 페이지 폴트: 물리 메모리에는 존재하지만 페이지 테이블에는 없는 경우의 페이지 폴트

 

세그멘테이션

  • 프로세스를 가변적인 크기의 세그먼트 단위로 분할
  • 세그먼트의 크기가 일정하지 않기 때문에 외부 단편화 문제 발생 가능

 

파일 시스템

보조기억장치의 정보를 파일 및 디렉토리의 형태로 저장하고 관리할 수 있도록 하는 운영체제 내부 프로그램

 

파일

이름, 파일을 실행하기 위한 정보, 파일과 관련한 부가 정보로 구성

  • 부가정보: 메타데이터

프로세스는 할당을 받아 사용 중인 파일을 구분하기 위해 파일 디스크립터 라는 정보를 이용

  • 저수준에서 파일을 식별하는 정보, 0 이상의 정수 형태

 

디렉토리

폴더라고도 부름

  • 트리 구조로 관리됨
  • 루트 디렉토리 (/)를 루트 노드로 하위 노드를 / 를 구분자로 사용해 표현

디렉토리 엔트리

  • 디렉토리에 속한 요소의 관련 정보를 표로 표현
  • 각각의 행을 디렉토리 엔트리라고 함

 

파일 할당

  • 운영체제는 파일과 디렉토리를 블록이라는 단위로 읽고 씀
  • 하나의 파일이 보조기억장치에 저장 → 하나 이상의 블록을 할당받아 저장
  • 1 블록 = 4090byte

  • 각각의 블록이 다음 블록을 가리키는 형태로 할당 가능 = 연결 할당
  • 파일을 이루는 모든 블록의 주소를 색인 블록이라는 특별한 블록에서 관리 ⇒ 색인 할당

 

파일 시스템

파티셔닝

보조기억장치에 여러 파일 시스템을 적용하기 위해 영역을 구확하는 작업

  • 하나의 영역을 파티션이라고 함
  • 보조기억장치는 여러 파티션으로 나눌 수 있고, 각 파티션마다 다른 파일 시스템 사용 가능

포매팅

  • 파일 시스템을 설정하여 어떤 방식으로 파일을 저장하고 관리할 것인지 결정
  • 새로운 데이터를 쓸 준비

마운트

  • 어떤 저장장치의 파일 시스템에서 다른 저장장치의 파일 시스템으로 접근할 수 있도록 파일 시스템을 편입