Midterm 1 · 1차 시험범위

요약

핵심개념

개념정리

1. Computer Abstractions & Components

컴퓨터 시스템은 소프트웨어 계층(application → system software → hardware)으로 구성된다. compiler는 고수준 언어를 기계어로 변환하며, OS는 I/O 처리·메모리 관리·자원 스케줄링 서비스를 제공한다. 모든 컴퓨터(데스크탑·서버·임베디드)는 공통 구성 요소―processor, memory, I/O 장치―를 공유한다.

2. Arithmetic — Integer & Floating Point

정수 덧셈·뺄셈은 two's complement를 사용하며, 같은 부호 두 수를 더했을 때 부호가 바뀌면 overflow다. 뺄셈은 피감수의 2의 보수를 더하는 방식으로 구현한다.

IEEE 754 부동소수점: 비트 구조는 S | Exponent | Fraction이며, 실제 값은 (-1)S × (1 + Fraction) × 2Exponent − Bias. 단정도(32-bit)의 경우 Bias = 127, 지수 필드 00000000과 11111111은 예약. 표현 범위: 단정도 ≈ ±1.2×10⁻³⁸ ~ ±3.4×10⁺³⁸, 배정도 ≈ ±2.2×10⁻³⁰⁸ ~ ±1.8×10⁺³⁰⁸.

3. Processor — ISA, Registers, R-format

instruction set은 컴퓨터가 실행할 수 있는 명령어 목록이다. MIPS에서 산술 연산은 register 3개를 피연산자로 사용하며(소스 2개, 목적지 1개), 메모리 접근은 load word (lw) / store word (sw)로만 수행한다. 레지스터는 메모리보다 훨씬 빠르므로 컴파일러는 가능한 한 레지스터를 활용한다.

R-format 명령어: op(6) | rs(5) | rt(5) | rd(5) | shamt(5) | funct(6).

4. Pipelining & Hazards

pipelining은 명령어 실행 단계를 겹쳐 처리량을 높인다. 이상적 속도 향상 = 단계 수. 그러나 세 종류의 hazard가 성능을 제한한다.

load-use hazard는 forwarding으로도 해결 불가능해 반드시 1 사이클 stall이 발생한다. 코드 재배치(code scheduling)로 stall 횟수를 줄일 수 있다.

branch prediction: 정적 예측은 루프 backward branch는 taken, forward branch는 not-taken으로 예측한다. 동적 예측은 하드웨어가 실제 분기 이력을 기록해 예측한다.

5. Memory Hierarchy & Cache

메모리 계층: 레지스터(빠름·비쌈) → SRAM cache → DRAM main memory → 디스크(느림·저렴). temporal/spatial locality를 이용해 자주 쓰는 데이터를 상위 계층에 유지한다.

direct-mapped cache: 블록 주소 mod (캐시 블록 수)로 위치 결정. 주소는 tag | index | block offset으로 분할된다. valid bit로 유효 여부, tag로 어느 블록인지 확인한다.

6. Virtual Memory & TLB

virtual memory는 주 메모리를 디스크의 캐시처럼 사용해 각 프로세스에 독립적인 가상 주소 공간을 제공한다. 가상 주소 → 물리 주소 변환은 page table이 담당하며, 테이블에 없으면 page fault가 발생해 OS가 디스크에서 페이지를 읽어온다.

TLB는 최근 변환 결과를 캐시해 매번 page table을 참조하는 오버헤드를 없앤다. TLB miss 시 하드웨어 또는 소프트웨어(OS)가 처리한다. page table entry (PTE)에는 물리 페이지 번호, 참조 비트, 더티 비트 등이 포함된다.

7. Storage & I/O

HDD: 비휘발성 회전 자기 저장장치. 섹터 접근 순서는 Queuing delay → seek(헤드 이동) → rotational latency → data transfer → controller overhead. 디스크 컨트롤러는 논리 섹터 인터페이스(SCSI, ATA, SATA)를 제공한다.

flash / SSD: 비휘발성 반도체 저장장치. NOR flash는 랜덤 읽기/쓰기 가능, 임베디드 명령어 메모리에 사용. NAND flash는 고집적·저가이며 블록 단위 소거. 셀 수명 한계로 wear leveling이 필수.

프로세서·메모리·I/O 장치를 연결하는 bus는 공유 통신 채널이지만 물리적 한계(선 길이, 연결 수)로 병목이 된다. 최근에는 고속 직렬 연결(PCIe 등)이 대세다.

예상 서술형문제

요약

핵심개념

개념정리

1. What is OS? — Three Views

OS를 바라보는 세 가지 관점:

• 응용 프로그램 관점 (extended/virtual machine): 실행 환경을 제공하고 하드웨어를 추상화한다. processor → process / thread, 메모리 → address space, 저장장치 → file / 디렉토리, I/O 장치 → 파일(ioctl), 네트워크 → 파일(socket, pipe).
• 시스템 관점 (resource manager): CPU·메모리·I/O 장치·에너지 등을 관리하며 sharing, protection, fairness, efficiency를 보장한다.
• 구현 관점 (event-driven software): interrupt, exception(system call), trap에 의해 구동되는 고도의 병렬 이벤트 구동 소프트웨어다.

2. Computer System Generations

3. Moore's Law & The Computer Revolution

Gordon Moore(Intel 공동창업자, 1929–)가 1965년 관찰: 칩 위 트랜지스터 수가 매년 2배 증가 (이후 수정: ~2년마다). 이 법칙이 컴퓨터 혁명을 이끌어 자동차 내장 컴퓨터, 스마트폰, 인간 유전체 프로젝트, 인터넷, 검색 엔진, AI 연산 등을 가능하게 했다.

4. OS History — Multics

Multics(1965, MIT·Bell Labs·GE)의 주요 혁신:

• 계층적 파일 시스템: 디렉토리·경로·ACL·심볼릭 링크·이름 다중화
• virtual memory 관리: segmentation + paging
• 커널과 command shell 분리
• dynamic linking
• 고수준 언어(PL/1)로 OS 구현
• 최초의 상용 관계형 DBMS(MRDS, 1976)
• 보안 등급 B2 획득(NCSC 1985)

단점: top-down 설계, 200 Man-Years, 너무 복잡하고 비용이 많이 드는 하드웨어 필요.

5. OS History — Unix & Multics vs. Unix

Unix(1969, Bell Labs): Bell Labs가 Multics 탈퇴 후 Ken Thompson이 DEC PDP-7에서 단 2 Man-Years로 개발. 주요 특징:

• 계층적 파일 시스템 (special files, i-node, mount/umount)
• 프로세스 제어: fork(), exec(), wait(), exit(), pipe
• shell(표준 I/O, 리다이렉션, 필터, 스크립트)
• signal

6. Windows & Linux History

Windows: Microsoft의 GUI 기반 OS 계보. Linux: 1991년 Linus Torvalds가 Unix 기반으로 개발. open source와 Unix 호환성이 강점이며, 서버·임베디드·안드로이드의 핵심 OS로 자리 잡았다.

예상 서술형문제

요약

핵심개념

개념정리

1. How a User Application Runs & OS Internals

사용자 응용 프로그램이 실행될 때의 계층 구조:

• User space: User Application → C Library (libc) → system call interface를 통해 커널에 서비스 요청
• Kernel space: System Call Interface → 파일 시스템 / 프로세스 관리 / 메모리 관리 / I/O 관리 / 스케줄러 / IPC / 동기화 → 하드웨어 제어(interrupt 처리 등) → 하드웨어

OS 내부 커널 서브시스템들은 상호 협력하며, 아키텍처 의존적 커널 코드(arch-dependent kernel code)가 하드웨어 플랫폼과 커널을 연결한다.

2. Computer Systems & I/O Concurrency

현대 컴퓨터 시스템의 핵심 특성:

• I/O 장치와 CPU는 동시에(concurrently) 실행 가능하다.
• 각 장치 컨트롤러는 특정 장치 유형을 담당하며 로컬 버퍼를 보유한다.
• CPU는 메인 메모리와 컨트롤러의 로컬 버퍼 사이에서 데이터를 이동시킨다.
• I/O = 메인 메모리 ↔ 컨트롤러 로컬 버퍼 간 데이터 이동.
• CPU는 I/O 명령을 발행하고, 명령 완료 여부를 알아야 한다(polling 또는 interrupt).

3. OS and Architecture — Mutual Interaction

OS와 하드웨어 아키텍처는 상호 의존적이다:

• OS 기능은 아키텍처 특성에 의해 제한된다 (예: DOS/8086에서 멀티프로세싱 불가).
• 아키텍처 지원(interrupt, DMA, 동기화 명령, Intel VT/AMD-V)으로 OS 구조가 단순해진다.
• 많은 전용 OS는 특정 아키텍처에 맞게 개발됐다 (SunOS/Solaris↔SPARC, IBM AIX↔PowerPC, HP-UX↔PA-RISC).

4. Interrupts

interrupt는 하드웨어 장치가 비동기적으로 발생시키는 이벤트다 (x86: INTR 또는 NMI 핀 신호). 처리 과정:

1. CPU 상태 저장(고정 위치 / 장치 번호 인덱스 / 시스템 스택)
2. 장치 유형 결정(vectored interrupt system)
3. interrupt service routine (ISR) 또는 인터럽트 핸들러로 제어 전달

I/O 완료 감지 방법: polling(CPU가 반복 확인, 비효율) vs. hardware interrupt(완료 시 CPU에 신호, 효율적).

5. Exceptions & System Calls

exception은 명령어 실행 중 소프트웨어가 발생시키는 이벤트 (x86: INT 명령어). 처리 방식은 interrupt와 동일하다.

예외의 세 가지 분류:

• trap: 의도적. system call, breakpoint 등. 다음 명령어로 제어 복귀.
• fault: 비의도적, 회복 가능. page fault, 보호 위반 등. 현재 명령어 재실행 또는 abort.
• abort: 비의도적, 회복 불가. 패리티 오류, 기계 검사 등. 프로그램 강제 종료.

system call은 OS 서비스의 프로그래밍 인터페이스다. system call table에 등록된 핸들러를 호출하며 Linux 6.x 기준 450–550개가 존재한다. 주요 POSIX 시스템 콜: fork, exec, open, read, write, exit 등.

6. Signals

signal은 커널이 프로세스에게 비동기적으로 전달하는 표준화된 메시지로, 프로세스의 종료·일시정지·에러 처리 등에 사용된다. 일종의 제한된 IPC (inter-process communication)다.

신호 전달 시: OS가 프로세스의 정상 실행 흐름을 중단하고 등록된 signal handler를 실행하며, 핸들러가 없으면 기본 핸들러가 실행된다.

7. DMA & Timers

DMA (Direct Memory Access): I/O 데이터 전송 방식 두 가지를 비교하면, PIO (programmed I/O)는 CPU가 직접 데이터를 이동시켜 비효율적이고, DMA는 장치 컨트롤러가 CPU 개입 없이 메인 메모리로 직접 전송 후 완료 시 단 한 번 interrupt를 발생시켜 효율적이다.

Timer (타이머): OS가 실행 중인 프로그램으로부터 CPU를 회수하기 위해 사용하는 하드웨어 장치. 주기적으로 interrupt를 발생시켜 OS에 제어를 돌려준다. Linux 2.4에서 10ms, Linux 2.6에서 1ms 간격. 타이머 설정은 특권 연산이다.

8. Protected Instructions & OS Protection (Dual-Mode)

protected (privileged) instruction의 예:

• 직접 I/O 접근 (특권 명령어 또는 메모리 매핑)
• 메모리 상태 관리 (page table 갱신, TLB 로드 등)
• 특수 모드 비트 설정

dual-mode: 아키텍처는 최소 kernel mode와 user mode 두 가지 동작 모드를 지원해야 한다. IA-32는 Ring 0(커널) ~ Ring 3(사용자) 4단계를 제공하며, 현재 특권 수준은 CS 레지스터의 CPL (Current Privilege Level)이 나타낸다.

system call 수행 시 보호 경계 전환 과정:

1. 사용자 프로그램이 system call 명령 실행 → exception 발생
2. 커널 핸들러 호출, 호출자 상태(레지스터, 모드 비트) 저장
3. OS가 매개변수 검증 후 서비스 수행
4. 사용자 모드로 복귀, 저장된 상태 복원

9. Memory Protection

OS는 사용자 프로그램 간 상호 보호 및 자신의 보호를 위해 메모리 보호가 필요하다.

가장 단순한 방법 — base/limit registers: OS가 프로그램 시작 전 base register(시작 주소)와 limit register(크기)를 설정하면, 하드웨어가 모든 메모리 접근이 [base, base+limit) 범위 내인지 검사한다. 범위를 벗어나면 exception(보호 위반)이 발생한다.

고급 방법 — MMU (Memory Management Unit): base/limit 레지스터뿐 아니라 page table, 페이지 보호 비트, TLB, virtual memory, segmentation 등을 통해 더 정교한 메모리 보호를 제공한다. MMU 조작 자체도 특권 연산이다.

10. Synchronization

동기화 문제: interrupt는 언제든 발생할 수 있어 공유 데이터 접근 중에 인터럽트가 끼어들면 데이터 불일치가 생긴다. OS는 동시 실행 프로세스 간 동기화를 보장해야 한다.

동기화 방법:

• 인터럽트 비활성화: 임계 구역 실행 중 interrupt를 일시적으로 끈다. 단순하지만 다중 프로세서에서는 효과적이지 않다.
• 원자적 명령어: read-modify-write(INC, DEC), test-and-set, IA-32의 LOCK prefix, MIPS의 LL (Load Locked) / SC (Store Conditional) 등.

예상 서술형문제

요약

핵심개념

개념정리

1. Process Concept

process는 "실행 중인 프로그램의 인스턴스"로, 단순한 코드 파일인 program과 구별된다. 프로세스는 다음을 포함한다.

• CPU context: PC, SP, 범용 레지스터
• OS 자원: 메모리 매핑, 열린 파일, 소켓 등
• 메타정보: PID, 상태, 소유자(UID) 등

메모리 레이아웃상 하위부터 read-only segment(.init/.text/.rodata), read-write segment(.data/.bss), run-time heap, user stack 순서로 배치된다. 최상위에는 사용자 코드에 보이지 않는 kernel virtual memory가 위치한다.

2. Process Creation

프로세스는 시스템 콜(fork() / CreateProcess()) 또는 시스템 초기화(init 프로세스, PID 1)를 통해 생성된다. UNIX에서는 부모-자식 계층 구조(process group)가 형성되며, ps 명령으로 확인할 수 있다. Windows는 프로세스 계층 개념이 없다.

자원 공유 방식: 부모 자원의 전부 또는 일부를 상속하거나(UNIX: UID, open files 등), 독립적인 자원을 받을 수 있다. 실행 방식: 부모가 자식을 기다리거나(wait), 병렬로 계속 실행할 수 있다.

3. Process Termination

종료 방식에는 네 가지가 있다.

• Normal exit (자발적): 정상 반환
• Error exit (자발적): 오류 코드 반환
• Fatal error (비자발적): 자원 초과, segmentation fault, 보호 위반 등
• Killed by signal (비자발적): 다른 프로세스가 시그널 전송

4. fork() and Virtual Address Space

fork()는 부모의 가상 주소 공간 전체를 복사해 자식을 만든다. 부모는 자식 PID를, 자식은 0을 반환값으로 받아 분기 처리한다. 이후 부모와 자식은 독립된 가상 주소 공간을 가지므로, 한쪽의 변수 수정이 다른 쪽에 영향을 주지 않는다.

5. Zombie vs. Orphan Process

6. Process State Transitions

Linux ps 출력에서 볼 수 있는 주요 상태:

• R (Runnable): CPU에서 실행 중이거나 실행 대기 중
• S (Sleeping): 인터럽트 가능한 대기 상태
• D (Uninterruptible Sleep): I/O 등 인터럽트 불가 대기
• T (Traced/Stopped): 디버거에 의해 정지됨
• Z (Zombie): 종료했지만 부모 수거 대기 중

7. Process Data Structures (task_struct, PCB)

PCB는 OS 메모리에 동적으로 할당되며, 프로세스 생성 시 초기화되고 종료 시 해제된다. Linux의 task_struct는 Linux 2.4.18 기준 1456 bytes이다. 프로세스가 실행 중일 때 하드웨어 상태(PC, SP, 레지스터)는 CPU 내부에 있으며, OS가 프로세스를 멈출 때 PCB에 저장하고, 재개 시 PCB에서 복원한다.

8. Context Switch

context switch는 CPU를 프로세스 P0에서 P1으로 전환하는 과정이다.

• 현재 프로세스(P0) 레지스터를 PCB0에 저장
• 다음 프로세스(P1) PCB1에서 레지스터를 복원
• 오버헤드: 레지스터·메모리 맵 저장/로드, 캐시 플러시, 테이블 갱신

하드웨어 지원에 따라 비용이 달라진다(예: UltraSPARC의 다중 레지스터 세트). 일반적으로 초당 수백~수천 번의 context switch가 발생한다.

9. Process State Queues

OS는 모든 프로세스의 상태를 큐로 관리한다.

• ready queue: 실행 대기 중인 프로세스들의 PCB 링크드 리스트
• wait queue: 장치·타이머·메시지 등 종류별로 별도 큐 존재

PCB는 OS 메모리 내에 동적으로 할당된다. 프로세스 생성 시 PCB를 할당·초기화하여 큐에 넣고, 상태 변화에 따라 큐 간을 이동하며, 종료 시 PCB를 해제한다.

10. UNIX Process Creation (fork + exec) & Simplified Shell

UNIX 프로세스 생성의 두 단계:

• fork(): 새 PCB와 주소 공간을 생성하고, 부모 주소 공간을 복사한다. 부모가 사용하는 커널 자원(열린 파일 등)을 가리키도록 초기화하고, ready queue에 배치한다.
• exec(char *prog, char *argv[]): 현재 프로세스를 중지하고 prog를 주소 공간에 로드하여 재사용한다. 새 프로세스를 생성하지 않는다.

Simplified UNIX Shell 패턴: while(1) 루프 안에서 명령을 읽고, fork()로 자식을 생성한 뒤 자식이 exec()로 명령을 실행하고, 부모는 wait()으로 자식 종료를 기다린다.

11. Process Creation: NT

Windows NT 계열은 CreateProcess(char *prog, char *args, …)를 사용한다. UNIX의 fork+exec 두 단계를 한 번의 호출로 처리한다. 새 PCB와 주소 공간을 생성하고, prog를 로드하며, args를 메모리에 복사하고, main부터 실행할 하드웨어 컨텍스트를 초기화한 뒤 ready queue에 배치한다.

12. Why fork()?

fork()가 유용한 경우: 자식이 부모와 협력하거나, 부모의 데이터를 이용해야 할 때. 예: 웹 서버에서 accept()로 받은 소켓을 자식이 그대로 사용해 클라이언트를 처리하는 패턴.

13. IPC and Shared Memory

각 프로세스는 독립된 가상 주소 공간으로 보호되어 직접 데이터 공유가 어렵다. shared memory는 두 프로세스가 동일한 물리 메모리 영역을 직접 참조하게 한다. 양쪽 모두 갱신 내용을 즉시 볼 수 있으나, 동시 접근 조율이 필요하다.

UNIX POSIX API: shmget()으로 영역 생성·조회, shmat()으로 프로세스 주소 공간에 연결. 같은 key를 사용하는 두 프로세스가 동일한 공유 메모리 세그먼트를 참조한다.

예상 서술형문제

요약

핵심개념

개념정리

1. Motivation — Processes의 한계

프로세스는 heavy-weight 실행 단위다.

• 주소 공간(코드·데이터 페이지), OS 자원(열린 파일 등), 하드웨어 실행 상태(PC, SP, 레지스터) 모두 포함
• 생성 비용: Linux task_struct에만 100개 이상 필드(페이지 테이블 제외)
• 프로세스 간 통신(IPC)은 시스템 콜과 데이터 복사로 인해 비용이 큼

웹 서버처럼 단순 요청 처리를 위해 fork()를 반복하는 것은 과도하다.

2. Cooperating Processes와 비효율

병렬 처리를 위해 여러 프로세스를 만들 때, 프로세스들이 같은 코드·데이터·자원을 공유하면서도 각각 PCB, 페이지 테이블, 주소 공간 복사 등을 가져야 하는 것은 낭비다.

• 공간 낭비: PCB, 페이지 테이블 등
• 시간 낭비: OS 구조 생성, fork, 주소 공간 복사

3. Rethinking Processes — Key Idea

협력 프로세스들이 공유하는 것: 코드·데이터(주소 공간), 권한, 자원(파일·소켓). 다른 것: 하드웨어 실행 상태(PC, 레지스터, SP, 스택).

핵심 아이디어: 프로세스 개념에서 실행 상태를 분리한다.

• process: 주소 공간, 자원, 권한 등의 컨테이너
• thread: PC, SP, 레지스터 등의 실행 상태 (= lightweight process, LWP)

하나의 프로세스 안에 여러 스레드가 각자의 스택을 가지고 코드·데이터·힙을 공유하며 실행된다.

4. What is a Thread?

스레드 = 프로그램 내 명령어들의 실행 흐름.

• PC(program counter), 범용 레지스터
• 지역 변수와 반환 주소를 위한 스택
• 프로세스의 코드와 대부분의 데이터를 공유
• 한 스레드가 공유 데이터를 수정하면 같은 프로세스의 다른 스레드에서 즉시 보인다

5. Multithreading 이점

• 저렴한 동시성 생성: 시간·메모리 모두 프로세스보다 저렴
• 프로그램 구조 개선
• 처리량 향상: I/O와 연산을 중첩
• 응답성 향상: 웹 서버·UI에서 동시 이벤트 처리
• 자원 공유: 같은 주소 공간을 공유하여 데이터 공유가 저렴
• 멀티코어 활용: 병렬 프로그램 구축 가능

6. Processes vs. Threads 비교

7. Address Space with Threads

프로세스 하나의 주소 공간에 여러 스레드가 공존한다. 각 스레드는 별도의 스택 영역(SP 포인터 각자 유지)과 PC를 가지고, heap, static data(.data segment), code(.text segment)는 모든 스레드가 공유한다.

8. OS Classification (스레드 관점)

9. Threads Interface — Pthreads

Pthreads는 POSIX 표준(IEEE 1003.1c) 스레드 API로, UNIX 계열 OS에서 공통으로 사용된다. 주요 함수:

• pthread_create(tid, attr, start_routine, arg): 스레드 생성
• pthread_exit(retval): 현재 스레드 종료
• pthread_join(tid, thread_return): 스레드 종료 대기
• pthread_mutex_init/lock/unlock/destroy: mutex 동기화
• pthread_cond_wait/signal/broadcast: condition variable 동기화

10. Threads Using Shared Data

여러 스레드가 같은 변수를 동시에 수정하면 race condition이 발생한다. 예: 20개 스레드가 각각 카운터를 100씩 증가시키면 이론상 2000이 되어야 하지만, 실제로는 1957처럼 더 작은 값이 나올 수 있다. 이는 비원자적 연산(*count = *count+1)에서 읽기-수정-쓰기 사이에 다른 스레드가 개입하기 때문이다.

11. Threading Issues

• fork() & exec() 이슈: 멀티스레드 프로세스에서 fork() 호출 시 자식 프로세스가 모든 스레드를 복제할지, 호출 스레드만 복제할지 정의가 필요. Pthreads는 호출 스레드만 복제. exec()는 프로세스 전체를 교체.
• Thread cancellation: 완료 전 스레드 종료. asynchronous cancellation(즉시, 자원 누출 위험) vs. deferred cancellation(취소 지점에서 종료).
• Signal handling: 시그널을 프로세스 내 어느 스레드에 전달할지 결정 필요. Pthreads는 pthread_sigmask()로 스레드별 시그널 마스크를 설정한다.
• MT-safe 함수: errno처럼 내부 전역 변수를 사용하는 라이브러리 함수는 스레드마다 독립적인 버전이 필요하다. 전역 상태를 수정하는 함수는 동기화로 MT-safe하게 만들어야 한다.

예상 서술형문제

요약

핵심개념

개념정리

1. Kernel/User-level Threads — 개요

스레드 생성·관리의 주체가 누구인가에 따라 두 가지로 나뉜다.

• OS (kernel-level threads): 스레드 생성·관리에 시스템 콜 필요. OS가 스케줄링.
• 사용자 프로세스 (user-level threads): 프로그램에 링크된 라이브러리가 관리. 커널 개입 없음.

유저 스레드 관리가 가능한 이유: 스레드들이 같은 주소 공간을 공유하므로 thread manager가 주소 공간을 조작할 필요 없다. 스레드 간 차이는 PC, SP, 레지스터 정도이며, 이는 유저 프로세스 수준에서 조작 가능하다.

2. Kernel-level Threads — 동작 및 한계

특징:

• OS가 모든 스레드와 프로세스를 직접 관리
• 모든 스레드 연산이 커널에서 구현됨
• 한 스레드가 I/O로 블록돼도 같은 프로세스의 다른 스레드 실행 가능 → I/O와 연산 중첩
• 커널 스레드는 프로세스보다 가볍다
• Windows, Solaris, Linux, macOS 등이 지원

한계:

• 세밀한 동시성(fine-grained concurrency)에는 여전히 비용이 큼
• 모든 스레드 연산이 시스템 콜 → 보호 경계를 넘는 오버헤드 (같은 주소 공간 스레드 간에도)
• 커널이 각 스레드의 상태를 유지해야 함 → 최대 스레드 수 제한 (Linux: /proc/sys/kernel/threads-max, 약 256,430)
• 모든 프로그래머·언어·런타임을 지원하는 범용 구현이어야 함

3. Implementing Kernel-level Threads

커널 스레드 구현은 기존 프로세스 관리와 유사하다. 각 스레드는 커널 수준의 PCB와 유사한 구조를 가지며, OS 스케줄러가 스레드 단위로 CPU를 할당한다.

4. User-level Threads — 동작 및 한계

특징:

• 런타임 시스템(유저 수준 라이브러리)이 전적으로 관리
• 이식성(portability): 라이브러리만 포팅하면 어디서나 동작
• 각 스레드: PC, 레지스터, 스택, 소형 TCB만 필요
• 생성·전환·동기화가 프로시저 콜 수준 → 커널 스레드보다 10~100배 빠름

한계:

• OS에 보이지 않아 통합이 어렵다
• 유휴 스레드만 있는 프로세스를 OS가 스케줄할 수 있음
• 한 스레드가 블로킹 시스템 콜을 하면 프로세스 전체가 블록됨
• 락을 보유한 스레드가 탈스케줄될 수 있음
• 해결책: 블로킹 시스템 콜을 라이브러리 내에서 non-blocking 커널 콜로 에뮬레이션

5. Implementing User-level Threads — Thread Scheduling

유저 스레드 스케줄러는 OS와 프로세스의 관계처럼 유저 레벨 라이브러리로 구현된다. 유지하는 큐:

• run queue: 현재 실행 중인 스레드
• ready queue: 실행 준비된 스레드
• wait queue: I/O·락 등으로 블록된 스레드

Thread context switch: 현재 스레드의 머신 상태를 스택에 push → 다음 스레드의 스택에서 pop → 새 스레드의 PC로 복귀.

Non-preemptive scheduling: 스레드가 자발적으로 yield()를 호출해야만 다른 스레드로 전환. 스레드가 yield를 호출하지 않으면 CPU를 독점한다.

Preemptive scheduling: 스케줄러가 OS에 타이머 인터럽트를 요청. 인터럽트(UNIX 시그널)마다 스케줄러가 제어를 획득하여 적절히 context switch.

6. Kernel-level vs. User-level Threads 비교

7. Threading Models

8. Java Threads

Java 스레드는 JVM이 관리하며, 하위 OS의 스레드 모델을 이용해 구현된다. 스레드 생성 방법:

• Thread 클래스 상속: class MyThread extends Thread 후 run() 오버라이드
• Runnable 인터페이스 구현: class MyThread implements Runnable 후 run() 구현

역사적 변천:

• Java 1.2 이전: 100% 유저 수준 스레드(GreenThread)
• 현재: 커널 스레드와 유저 스레드를 결합한 하이브리드 모델 사용

9. Case Study — Go Goroutines

Go는 Google 인프라를 위해 개발된 언어다(C++ 대비 빌드 속도와 복잡도 문제 해결). goroutine은 Go의 경량 동시성 단위다.

특징:

• 낮은 메모리 소비: 초기 스택 2KB (일반 스레드의 수백 분의 1)
• 저렴한 생성·삭제
• 저렴한 context switch 비용

Go 런타임 스케줄러 (G:M:P 모델):

• G: Goroutine (유저 수준 스레드)
• M: OS thread (커널 스레드)
• P: Logical processor (스케줄링 컨텍스트)

규칙: 커널 스레드(M)는 비싸므로 수를 최소화하고, 많은 goroutine으로 높은 동시성을 달성한다. go say("Async")처럼 go 키워드로 goroutine을 비동기 실행한다.

예상 서술형문제