노년코딩

파일 시스템(file system)
파일과 디렉터리를 관리하는 운영체제 내의 프로그램. 파일과 디렉터리를 다루어 주는 프로그램.

파일과 디렉터리

: 보조기억장치의 데이터 덩어리.

파일 시스템이 파일과 디렉터리를 보조기억장치에 할당하고 접근하는 방법과
대표적인 파일 시스템의 종류(FAT 파일시스템, 유닉스 파일시스템) 대해 공부해 보자.

파티셔닝과 포매팅

- 파티셔닝과 포매팅을 해야지 파일시스템을 통해 파일과 디렉터리에 접근 가능 

< 파일 할당 방법 >
- 포매팅까지 끝난 하드 디스크에 파일을 저장하기.
- 운영체제는 파일/ 디렉터리를 블록 단위로 읽고 쓴다.
    >> 즉, 하나의 파일이 보조기억장치에 저장될 때에는 여러 블록에 걸쳐 저장된다. (하드 디스크의 가장 작은 저장 단위는 섹터이지만 보통 블록 단위로 읽고 쓴다.)

- 파일을 보조기억장치에 할당하는 두 가지 방법 : 연속 할당, 불연속 할당(오늘날 사용되는 방식)

FAT 파일 시스템
: 연결 할당 기반 파일 시스템, 연결 할당의 단점을 보완  오늘날 많이 사용하는 파일 시스템

- 각 블록에 포함된 다음 블록 주소를 한데 모아 테이블(FAT; File Allocation Table)로 관리

>> FAT가 메모리에 캐시 될 경우 느린 임의 접근 속도 개선 가능 

유닉스 파일 시스템
: 색인 할당 기반 파일 시스템. 색인 블록 == i-node (파일 속성 정보와 15개의 블록 주소 저장 가능)

- 사실상 i-node가 파일 시스템의 핵심

15개 이상의 블록 주소가 있다면? 유닉스 파일 시스템이 큰 파일들을 어떻게 관리하는지 확인해 보자.
1. 블록 주소 중 12개에는 직접 블록 주소 저장. (직접블록 : 파일 데이터가 저장된 블록)
2. 1번으로 충분하지 않다면 13번째 주소에 단일 간접 블록 주소 저장. (단일 간접 블록 : 파일 데이터를 저장한 블록 주소가 저장된 블록)
3. 2번으로 충분하지 않다면 14번째 주소에 이중 간접 블록 주소 저장. (이중 간접 블록 : 단일 간접 블록들의 주소를 저장하는 블록)
4. 3번으로 충분하지 않다면 15번째 주소에 삼중 간접 블록 주소 저장. (삼중 간접 블록 : 이중 간접 블록들의 주소를 저장하는 블록)
>> 이렇게 하면 못 담을 데이터가 없음

페이징의 이점은 외부단편화만 있는 것이 아니다!
쓰기 시 복사도 있다!

쓰기 시 복사( 프로세스 간에 페이지 공유할 수 있다의 대표적 예시)

 - 이론적인 fork()시스템 호출 :
>> 프로세스는 기본적으로 자원을 공유하지 않는다. >> 부모 프로세스가 적재된 별도의 공간이 자식 프로세스가 통째로 복제(부모 프로세스 복사본)되어 적재.
>> 단점: 프로세스 생성 시간 지연, 메모리 낭비(동일한 내용이 메모리에 중복해서 적재되기 때문)

이를 해결하는 방법이 쓰기시 복사 방법.
- 쓰기시 복사: 
>> 부모 프로세스와 동일한 자식 프로세스가 복제되어 생성되면 자식 프로세스는 부모 프로세스와 동일한 프레임을 가리킴(쓰기 작업없다면 이 상태 유지). 
>> 프로세스는 기본적으로 자원을 공유하지 않는다. 라고 말했듯이 부모 프로세스 / 자식 프로세스 둘 중 하나가 페이지에 쓰기 작업 수행 시 해당 페이지는 별도의 공간으로 복제됨.
>> 장점 : 프로세스 생성 시간 절약, 메모리 절약(중복해서 메모리를 저장하지 않기 때문.) 

프로세스 테이블의 크기는 생각보다 작지 않다.
프로세스를 이루는 모든 페이지 테이블 엔트리를 메모리에 두는 것은 큰 낭비.
프로세스를 이루는 모든 페이지 테이블 엔트리를 항상 메모리에 유지하지 않을 방법이 바로 계층적 페이징

계층적 페이징 (== 다단계 페이지 테이블)

- 페이지 테이블을 페이징하여 여러 단계의 페이지를 두는 방식. 페이지 테이블을 여러 페이지로 쪼개고 이 페이지를 가리키는 페이지 테이블(Outer페이지 테이블)을 두는 방식.

- 모든 페이지 테이블을 항상 메모리에 있을 필요가 없어짐.

>> CPU와 가장 가까이 위치한 페이지 테이블(Outer 페이지 테이블)은 항상 메모리에 유지, 필요한 페이지들만 메모리에 유지하면 됨.

- 계층적 페이징을 이용하는 환경에서의 논리 주소  

1. 바깥 페이지 번호를 통해 페이지 테이블의 페이지를 찾기.
2. 페이지 테이블의 페이지를 통해 프레임 번호를 찾고 변위를 더함으로서 물리 주소 얻기.

페이징을 통해 물리 메모리보다 큰 프로세스를 실행할 수 있지만,
그럼에도 물리 메모리의 크기는 한정되어 있다.
운영체제는 기존에 적재된 불필요한 페이지를 선별해 보조기억장치로 내보내고(=페이지 교체 알고리즘으로 해결) 프로세스들에게 적절한 수의 프레임을 할당해야 한다. 

요구 페이징

- 처음부터 모든 페이지를 적재하지 않고 필요한 페이지만을 메모리에 적재하는 기법. 요구되는 페이지만 적재하는 기법.

요구페이징이 실행되는 기본적인 양상
1. CPU가 특정 페이지에 접근하는 명령어를 실행한다.
2. 해당 페이지가 현재 메모리에 있을 경우(유효비트가 1일 경우) CPU는 페이지가 적재된 프레임에 접근한다.
3. 해당 페이지가 현재 메모리에 없을 경우(유효비트가 0일 경우) 페이지 폴트가 발생한다.
4. 페이지 폴트 처리 루틴은 해당 페이지를 메모리로 적재하고 유효 비트를 1로 설정한다.
5. 다시 1번을 수행한다.

요구 페이징 시스템이 안정적으로 작동하려면 해결해야 할 2가지 문제.
1. 페이지 교체.
2. 프레임 할당. 

>> 요구 페이징 기법으로 페이지들을 적재하다 보면 언젠간 메모리가 가득 차게 됨.
당장 실행에 필요한 페이지를 적재하려면 적재된 페이지를 보조기억장치로 내보내야 하는데, 이때 어떤 페이지를 내보낼지 결정하는 방법(알고리즘)이 바로 페이지 교체 알고리즘.

페이지 교체 알고리즘
>> 여러가지가 있지만 그중 제일 중요하게 생각해야 하는 게 바로 페이지 폴트가 적은 페이지 교체 알고리즘!!!

- 페이지 폴트가 발생하면 보조기억 장치에 접근해야 해서 성능이 저하되기 때문이다.

페이지 폴트 횟수는 어떻게 알수 있을까?
- 페이지 참조열(page reference string) : CPU가 참조하는 페이지들 중 연속된 페이지를 생략한 페이지열.
CPU가 논리 주소를 통해 특정 주소를 요구하는데 메인 메모리에 올라와 있는 주소들은 페이지의 단위로 가져오기 때문에 페이지 번호가 연속되어 나타나게 되면 페이지 결함이 일어나지 않음. 따라서 CPU의 주소 요구에 따라 페이지 결함이 일어나지 않는 부분은 생략하여 표시하는 기법을 페이지 참조열이라 한다. 

페이지 폴트가 자주 발생하는 이유는
나쁜 페이지 교체 알고리즘을 사용했거나, 프로세스가 사용할 수 있는 프레임 자체가 적어서!! 

스래싱과 프레임 할당

< 스레싱 >
- 프로세스가 실행되는 시간보다 페이징에 더 많은 시간을 소요하여 성능(CPU이용률)이 저하되는 문제를 말함.
- 동시 실행되는 프로세스의 수를 늘린다고 CPU 이용률이 높아지는 것은 아님.  
- 근본적인 이유 :
>> 각 프로세스가 필요로 하는 최소한의 프레임 수가 보장되지 않았기 때문.
>> 각 프로세스가 필요로 하는 최소한의 프레임 수를 파악하고, 프로세스들에게 적절한 프레임을 할당해줘야 한다.

< 프로세스의 크기나, 물리 메모리의 크기를 통한 프레임 할당 방식 2가지 >
1. 균등 할당(equal allocation) :
가장 단순한 할당 방식. 모든 프로세스들에게 균등하게 프레임을 할당하는 방식.
>> 권장은 ㄴㄴ. 상대적으로 크기가 큰 프로그램(게임)과 작은 프로그램(메모장)에게 똑같은 프레임을 할당한다 생각해 봐.
2. 비례 할당(proportional allocation) :
프로세스의 크기를 고려. 프로세스 크기에 비례하는 프레임 할당.
>> 완벽한 방식은 ㄴㄴ. 크기가 큰 프로세스인데 막상 실행해 보니 많은 프레임을 필요로 하지않거나, 크기가 작은 프로세스인데 막상 실행해보니 많은 프레임이 필요한 경우가 있기 때문. 결국 프로세스가 필요로 하는 프레임 수는 실행해 봐야 안다.
** 균등할당과 비례할당은 프로세스의 실행과정은 고려하지 않고 단순히 프로세스의 크기나, 물리 메모리의 크기만을 고려한 방식이라 정적 할당 방식이라 부름.

< 프로세스를 실행하는 과정에서 프레임을 결정하는 방식 2가지 >
1. 작업 집합 모델 사용 방식 : 
프로세스가 실행하는 과정에서 배분할 프레임 결정. 스레싱이 발생하는 이유는 빈번한 페이지 교체 때문이기에 CPU가 특정 시간 동안 주로 참조한 페이지 개수만큼만 프레임을 할당하면 된다. 
"프로세스가 일정 기간 동안 참조한 페이지 집합"을 기억하여 빈번한 페이지 교체를 방지하는 방식이 작업집합 모델 기반의 프레임 할당 방식. 
** 작업 집합이란 "실행 중인 프로세스가 일정 시간 동안 참조한 페이지의 집합".
- 작업집합을 구하려면??
> 1. 프로세스가 참조한 페이지
> 2. 시간 간격이 필요함.
2. 페이지 폴트 빈도 기반의 프레임 할당 방식 :
프로세스가 실행하는 과정에서 배분할 프레임 결정.
- 두 개의 가정에서 생겨난 아이디어 
1. 페이지 폴트율이 너무 높으면 그 프로세스는 너무 적은 프레임을 갖고 있다.
2. 페이지 폴트율이 너무 낮으면 그 프로세스가 너무 많은 프레임을 갖고 있다.
페이지 폴트율에 상한선과 하한선을 정하고, 그 내부 범위 안에서만 프레임을 할당하는 방식.
** 작업 집합 모델 사용방식과 페이지 폴트 빈도 기반의 프레임 할당 방식은 프로세스가 실행하는 과정을 통해서( == 관찰함으로써) 프레임을 할당하는 방식이라 동적할당 방식이라 부름. 

연속 메모리 할당 : 프로세스에 연속적인 메모리 공간을 할당.

운영체제가 메모리를 관리하는 기본적인 기능 중 하나, 스와핑
: 현재 사용되지 않는 프로세스들을 보조기억장치의 일부 영역으로 쫓아내고 그렇게 생긴 빈 공간에 당장 사용할 새 프로세스 적재

- 이점: 프로세스들이 요구하는 메모리 공간 크기 > 실제 메모리 크기
- 스왑영역 크기 확인하기 : free, top명령어로 확인 가능

연속 메모리 할당

- 프로세스는 메모리의 빈 공간에 할당되어야 한다. 빈 공간이 여러개 있다면?

어떤 빈 공간에 할당 될지에 따라 최초 적합, 최적 적합, 최악 적합의 세 가지 방식이 있다.

외부 단편화가 발생했던 근본적인 문제는
각기 다른 크기의 프로세스가 메모리에 연속적으로 할당되었기 때문. 

페이징이란?
: 프로세스를 일정 크기로 자르고, 이를 메모리에 불연속적으로 할당함으로써 외부 단편화를 해결.

페이징(paging)
: 프로세스의 논리 주소 공간을 페이지(page)라는 일정 단위로 자르고,
 메모리의 물리 주소 공간을 프레임(frame)이라는 페이지와 동일한 일정한 단위로 자른 뒤
 페이지를 프레임에 할당하는 가상 메모리 관리 기법. 

- 페이징에서의 스와핑
  - 프로세스 단위의 스왑 인, 스왑 아웃이 아닌 페이지 단위의 스왑 인(페이지 인), 스왑 아웃(페이지 아웃)
  - 메모리에 적재될 필요가 없는 페이지들은 보조기억장치로 스왑 아웃.
  - 실행에 필요한 페이지들은 메모리로 스왑 인.
>> 프로세스를 실행하기 위해 모든 페이지가 적재될 필요 없다.
>> 달리 말해 물리 메모리보다 큰 프로세스도 실행될 수 있다. 

- 페이지 테이블
: (실제 메모리 내의 주소인) 물리 주소에 불연속적으로 배치되더라도,
(CPU가 바라보는 주소인) 논리 주소에는 연속적으로 배치되도록 하는 방법.
- 페이지 번호와 프레임 번호를 짝지어 주는 일종의 이정표.
- 프로세스마다 페이지 테이블이 있다.
- 물리적으로는 분산되어 저장되어 있더라도 CPU 입장에서 바라본 논리 주소는 연속적으로 보임.
- CPU는 그저 논리 주소를 순차적으로 실행 하면 될 뿐임. 
- 외부 단편화를 해결하는 대신 내부 단편화라는 또 다른 부작용이 생김. 그래도 외부 단편화보다 메모리 낭비가 작음.

* 내부 단편화 : 하나의 페이지 크기보다 프로세스 크기가 작은 크기로 발생하는 메모리 낭비 문제. 주기억장치 내 사용자영역이 실행 프로그램보다 커서 프로그램의 사용 공간을 할당 후 사용되지 않고 남게 되는 현상.
(100MB의 메모리에 80MB의 크기의 프로세스를 올리게 되면 20MB의 내부 단편화가 발생.)

PTBR (프로세스 테이블 베이스 레지스터)
: 각 프로세스의 페이지 테이블이 적재된 주소를 가리킨다.
프로세스마다 페이지 테이블이 있고, 각 페이지 테이블은 CPU내의 프로세스 테이블 베이스 레지스터(PTBR)가 가리킨다.

페이지 테이블이 전부다 메모리에 저장되어 있으면 부작용이 발생함. 
>> 메모리 접근 시간이 두배로 늘어남. (페이지 테이블 참조하기 위해 1번, 페이지 참조하기 위해 1번) 

이를 위해 사용하는 방식인 TLB
: CPU곁에 페이지 테이블의 캐시 메모리 이용. 페이지 테이블의 일부를 가져와 저장.
- CPU가 접근하려는 논리 주소가 TLB에 있다면? : TLB 히트 (메모리 접근 1번)
- CPU가 접근하려는 논리 주소가 TLB에 없다면? : TLB 미스 (메모리 접근 2번)

페이징에서의 주소 변환

특정 주소에 접근하고자 한다면 어떤 정보가 필요할까?

 - 이떤 페이지/ 프레임에 접근하고 싶은지, 접근하려는 주소가 그 페이지 혹은 프레임으로부터 얼마나 떨어져 있는지에 대해 알아야 됨. (ex> 프로세스 A의 페이지 2에서 10만큼 떨어진 주소에 접근할래!)

페이지 테이블 엔트리 (PTE)
: 페이지 테이블의 각각의 행 .

현재까지 설명한 PTE: 페이지 번호, 프레임 번호. 이외에 담기는 정보는? 운영체제에 따라 달라지지만 알아보자.

1. 유효 비트 : 현재 해당 페이지에 접근 가능한지 여부. 현재 페이지가 스왑영역으로 쫓겨났는지 아닌지, 현재 페이지가 메모리에 적재돼있는지, 아닌지를 나타냄. 

- 유효 비트가 0인 페이지에 접근하려고 하면? 페이지 폴트(page fault)라는 인터럽트 발생.

2. 보호 비트 : 페이지 보호 기능을 위해 존재하는 비트. 보호 비트는 페이지에 접근할 권한을 제한하여 페이지를 보호하는 비트.

3. 참조 비트 : CPU가 이 페이지에 한 번이라도 접근한 적이 있는지 여부. 

4. 수정 비트( = dirty bit) : CPU가 이 페이지에 한번이라도 데이터를 쓴 적이 있는지 여부.(수정이 됐으면 1, 안됬으면 0)

수정비트의 존재 이유는? 수정된 페이지는 스왑 아웃될 때 보조기억장치에도 쓰기 작업을 거쳐야(반영해) 하기 때문에. 

교착 상태란?

일어나지 않을 사건을 기다리며 진행이 멈춰 버리는 현상.

교착 상태를 해결하기 위해서는?

1. 교착 상태가 발생했을 때의 상황을 정확하게 표현해 보기
2. 교착 상태가 일어나는 근본적인 이유 이해하기.

1. 교착 상태가 발생했을 때의 상황을 정확하게 표현해 보기 - 그래프를 그려보자

자원 할당 그래프 : 교착 상태가 발생했을 때의 상황을 표현하기 위한 그래프
>>교착 상태 발생 조건 파악 가능
- 어떤 프로세스가 어떤 자원을 할당받아 사용 중인지 확인 가능.
- 어떤 프로세스가 어떤 자원을 기다리고 있는지 확인 가능.

교착상태가 일어난 그래프의 특징은 자원 할당 그래프가 원의 형태를 띄고 있다.

2. 교착 상태가 일어나는 근본적인 이유 이해하기.

교착 상태가 발생할 4가지 조건
1. 상호 배제 : 한 프로세스가 사용하는 자원을 다른 프로세스가 사용할 수 없는 상태
2. 점유와 대기 : 자원을 할당받은 상태에서 다른 자원을 할당받기를 기다리는 상태
3. 비선점 : 어떤 프로세스도 다른 프로세스의 자원을 강제로 빼앗지 못하는 상태
4. 원형 대기 : 프로세스들이 원의 형태로 자원을 대기하는 상태

위 네 가지 조건 중 하나라도 만족하지 않으면 교착 상태가 발생하지 않음.
위 네가지 조건을 모두 만족하면 교착 상태가 발생할 수 있음.

교착 상태 해결 방법 4가지.
예방, 회피, 검출 후 회복.

교착 상태 예방	애초에 교착 상태가 발생하지 않도록 교착 상태 발생 조건(상호배제, 점유와 대기, 비선점, 원형 대기)중 하나를 없애버리기 >> 교착 상태가 발생하지 않음은 보장할 수 있으나 부작용이 따르는 방식.
상호배제 없애기	모든 자원을 공유 가능하게 만들기 >> 이론적으론 가능하지만 현실적으로 ㄴㄴ
점유와 대기 없애기	특정 프로세스에 자원을 모두 할당하거나, 아예 할당하지 않는 방식으로 배분 >> 자원의 활용률을 낮출 수 있는 방식이라 부작용이 있음.
비선점 조건 없애기	선점이 가능한 자원(e.g. CPU)에 한해 효과적 >> 모든 자원이 선점 가능한 것은 아니다.
원형 대기 조건을 없애기	자원에 번호를 붙이고 오름차순으로 할당하면 원형 대기는 발생하지 않음 >> 자원에 번호를 붙이는 것은 어려운 작업, 어떤 자원에 어떤 번호를 붙이느냐에 따라 활용률이 달라짐.

++교착 상태 무시 ( == 타조 알고리즘) : 문제가 발생했을 때 무시해 버리는 방법.

동시 다발적으로 실행되는 프로세스들은 서로 협력하며 영향을 주고받는다.
이 과정에서 자원의 일관성을 보장해야 한다.  >> 즉, 프로세스들의 동기화를 고려해야 한다.

공동의 목적을 위해 동시에 수행되는 프로세스들은 아무렇게나 마구 실행해도 괜찮을까?

>> ㄴㄴ 올바른 수행을 위해 프로세스들은 동기화되어야 함.

프로세스의 동기화란?

프로세스들의 수행 시기를 맞추는 것
크게 두 가지를 의미
- 실행 순서 제어 : 프로세스를 올바른 순서대로 실행하기
- 상호 배제 : 동시에 접근해서는 안 되는 자원에 하나의 프로세스만 접근하게 하기 
* 실행의 문맥을 갖는 모든 대상은 동기화 대상이기에 스레드도 동기화 대상. 

공유 자원과 임계구역

공유자원 :  여러 프로세스 혹은 스레드가 공유하는 자원 (전역변수, 파일, 입출력장치, 보조기억장치 ...)

임계 구역 : 공유 자원에 접근하는 코드 중 동시에 실행하면 문제가 발생하는 코드 영역

임계 구역에 진입하고자 하면 진입한 프로세스 이외에는 대기해야 한다.

임계 구역에 동시에 접근하면 자원의 일관성이 깨질 수 있다. 이를 레이스 컨디션(race condition)이라 한다.

운영체제가 임계구역 문제를 해결하는 세 가지 원칙 (상호배제를 위한 동기화를 위한 세가지 원칙)
1. 상호 배제(mutual exclusion) :
 한 프로세스가 임계 구역에 진입했다면 다른 프로세스는 들어올 수 없다.
2. 진행(progress) :
임계 구역에 어떤 프로세스도 진입하지 않았다면 진입하고자 하는 프로세스는 들어갈 수 있어야 한다.
3. 유한 대기(bounded waiting) :
 한 프로세스가 임계 구역에 진입하고 싶다면 언젠가는 임계 구역에 들어올 수 있어야 한다.(임계 구역에 들어오기 위해 무한정 대기해서는 안된다.)

동기화 기법

스레드란?
프로세스를 구성하는 실행 흐름의 단위. 하나의 프로세스는 하나 이상의 스레드를 가질 수 있다.
(한 프로세스를 여러 개의 스레드로 동시 실행 가능)
웹브라우저 프로세스 - 화면 출력 스레드, 입력 스레드, 검색 스레드 등등

프로세스와 스레드

- 실행 흐름이 하나인 프로세스(단일 스레드 프로세스)
- 실행 흐름이 여러 개인 프로세스(멀티 스레드 프로세스)
 >> 프로세스를 이루는 여러 명령어 동시 실행 가능.

스레드의 구성요소
: 스레드 ID, 프로그램 카운터를 비롯한 레지스터 값, 스택 등. 실행에 필요한 최소한의 정보를 가지고 있음.
모든 스레드들은 프로세스의 자원을 공유한다. 

멀티 프로세스와 멀티 스레드

동일한 작업을 수행하는 단일 스레드 프로세스 여러 개 실행(멀티프로세스)vs 하나의 프로세스를 여러 스레드로 실행(멀티 스레드) >> 차이는?
멀티프로세스 : 남남처럼(자원 공유 X) 실행
- 프로세스를 fork 하면 코드/ 데이터/ 힙 영역등 모든 자원이 복제되어 저장됨.
- 저장된 메모리 주소를 제외하면 모든 것이 동일한 프로세스 두 개가 통째로 메모리에 적재
- fork를 세번, 네 번 하면 메모리에는 같은 프로세스가 통째로 세 개, 네 개 적재
참고) fork 직후 같은 프로세스를 통째로 메모리에 중복 저장하지 않으면서동시에 프로세스끼리 자원을 공유하지 않는 방법도 있다. 이를 쓰기 시 복사(copy on write) 기법이라 한다.
- PCB값 멀티 프로세스의 스레드들은 다 다름, 멀티 스레드의 PCB값은 하나 
- 스레드들은 각기 다른 스레드 ID, (별도의 실행을 위해 꼭 필요한) 프로그램 카운터 값을 포함한 레지스터 값, 스택을 가질 뿐 프로세스가 가지는 자원을 공유 

>>프로세스끼리는 자원을 공유하지 않는다. --> 남남처럼 독립적으로 실행된다.
프로세스 간에도 자원을 주고 받을 수 있다 : 프로세스 간 통신(IPC)
파일을 통한 프로세스 간 통신, 공유 메모리를 통한 프로세스 간 통신.(프로세스끼리 공유하는 메모리를 따로 둠)
>> 스레드는 프로세스의 자원을 공유한다. --> 협력과 통신에 유리하다. 때로는 자원을 공유하고 있다는 게 문제가 될 수도 있음.

프로세스 상태

프로세스 상태 다이어그램

프로세스 계층구조

• 프로세스 실행 도중(시스템 호출을 통해) 다른 프로세스 생성 가능
• 새 프로세스를 생성한 프로세스 : 부모 프로세스
• 부모 프로세스에 의해 생성된 프로세스 : 자식 프로세스

- 부모 프로세스와 자식 프로세스는 별개의 프로세스이므로 각기 다른 PID를 가짐.
- 일부 운영체제에서는 자식 프로세스 PCB에 부모 프로세스 PID(PPID)를 명시하기도 함. 
- 자식 프로세스는 또 다른 자식 프로세스를 낳을 수 있고, 그 자식프로세스는 또 다른 자식 프로세스르 낳을 수 있음. >> 프로세스의 계층적인 구조 형성. 

프로세스 생성 기법

부모 프로세스는 자식 프로세스를 어떻게 만들어내고, 자식 프로세스는 어떻게 자신만의 코드를 실행할까?

>> 복제와 옷 갈아입기

Fork-exec

• 부모 프로세스는 fork 시스템 호출을 통해 자신의 복사본을 자식 프로세스로 생성
• 자식 프로세스는 exec 시스템 호출을 통해 자신의 메모리 공간을 다른 프로그램으로 교체 

실행 중인 프로 그램, "프로세스"

프로세스
: 포그라운드 프로세스와 백그라운드 프로세스로 나뉜다.

프로세스 제어 블록
: 프로세스 관련 정보를 저장하는 자료구조

모든 프로세스는 실행을 위해 CPU가 필요하지만 CPU자원은 한정되어 있다.
프로세스들은 돌아가며 한정된 시간만큼만 CPU이용한다. - 자신의 차례에 정해진 시간만큼 CPU이용, 타이머 인터럽트가 발생하면 차례 양보.

빠르게 번갈아 수행되는 프로세스들을 관리해야 하며 이를 위해 사용하는 자료구조가 프로세스 제어 블록(이하 PCB)이다.
프로세스 관련 정보를 저장하는 자료구조. 프로세스 생성 시 커널 영역에 생성, 종료 시 폐기.

운영체제는 커널 영역에 적재된 프로세스 제어 블록 (PCB)를 보고 프로세스를 관리.

문맥 교환(context switch)

한 프로세스에서 다른 프로세스로 실행 순서가 넘어가면?
- 기존에 실행되던 프로세스는 지금까지의 중간 정보를 백업(프로그램 카운터 등 각종 레지스터 값, 메모리 정보, 열었던 파일, 사용한 입출력 장치 등)
          - 이러한 중간 정보 == 문맥
          - 다음차례가 왔을 때 실행을 재개하기 위한 정보
          - 실행 문맥을 백업해두면 언제든 해당 프로세스의 실행을 재개할 수 있다!
- 뒤이어 실행할 프로세스의 문맥을 복구
          - 자연스럽게 실행 중인 프로세스가 바뀜 

• 이처럼 기존의 실행 중인 프로세스 문맥을 백업하고 새로운 프로세스 실행을 위해 문맥을 복구하는 과정을 문맥 교환 이라 한다.(여러 프로세스가 끊임없이 빠르게 번갈아 가며 실행되는 원리)

프로세스의 메모리 영역

: 크게 코드 영역(=텍스트영역), 데이터 영역, 힙 영역, 스택 영역