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- 2009.09.25 가상 함수에 대한 이해
- 2009.09.23 DMA & PIO
- 2009.09.23 클러스터( Cluster )
- 2009.09.22 [Kernel 2.6]프로세스 스케쥴링
- 2009.09.22 컨트롤 변수 사용( Value )
- 2009.09.19 명령어( 폴더, 파일 관련 )
- 2009.09.19 디버깅
- 2009.09.19 Vi 편집기
- 2009.09.16 Mysql 설치 및 설정
- 2009.09.15 Virtual Box 게스트 확장 설치
글
가상 함수에 대한 이해
Programming/C++ Language
2009. 9. 25. 23:09
가상 함수 의 기본 개념은 책에 다 나와있을 뿐더러, 다들 많이 알기 때문에 개념에 대해서는 간단히 설명 하도록 하겠다.
가상 함수란 동적 결함을 하는 함수이다. 일반적인 함수는 컴파일 시점에서, 이미 어디로 갈지 정적 결합이 일어나지만, 가상 함수의 경우에는 포인터 타입에 실제로 어떤 값이 들어갈지 컴파일 시점에 알 수 없기 때문이다.
자, 그럼 이러한 동적 결합은 어떻게 구현 되는 것일까? 가상 함수를 어떻게 구현 하라는 명시적인 방법은 없으며, 컴파일러 마다 틀리다. 어쨌든, 가상 함수에 맞도록 동작만 하면 된다. 하지만 일반적으로 vtable( 가상 함수 테이블 ) 이라는 가상 함수 목록을 작성하고, 각 객체에 vtable 을 가라키는 숨겨진 멤버 vptr 을 추가하는 방식을 사용한다. vtable 에는 클래스에 소속된 가상함수들의 실제 번지수가 기억되어 있다. 그럼 아래의 예를 보면서 좀 더 구체적으로 살펴보자.
보면 B 클래스가 D의 부모 클래스이다. main 문에서는 B* 형이 있고, 여기에 실제 B와, D 클래스를 대입하여, 함수를 호출 하고 있다. 함수 호출 시, 실제 객체에 있는 vtable 에 대한 메모리 구조가 아래와 같이 나와있다.
B 객체에 있는 가상 함수에 대한 메모리 주소가 vtable에 저장되어 있고,
D 객체의 vtable 에는 D객체에 있는 f1, f2 가상 함수의 주소와 B 클래스에 상속받은 f3 함수의 주소가 저장 되어 있다. B포인터 형에 D객체를 대입해서 f3를 호출 했을 때, B객체의 f3를 호출 해야 하기 때문이다.
출처 : www.winapi.co.kr
가상 함수란 동적 결함을 하는 함수이다. 일반적인 함수는 컴파일 시점에서, 이미 어디로 갈지 정적 결합이 일어나지만, 가상 함수의 경우에는 포인터 타입에 실제로 어떤 값이 들어갈지 컴파일 시점에 알 수 없기 때문이다.
자, 그럼 이러한 동적 결합은 어떻게 구현 되는 것일까? 가상 함수를 어떻게 구현 하라는 명시적인 방법은 없으며, 컴파일러 마다 틀리다. 어쨌든, 가상 함수에 맞도록 동작만 하면 된다. 하지만 일반적으로 vtable( 가상 함수 테이블 ) 이라는 가상 함수 목록을 작성하고, 각 객체에 vtable 을 가라키는 숨겨진 멤버 vptr 을 추가하는 방식을 사용한다. vtable 에는 클래스에 소속된 가상함수들의 실제 번지수가 기억되어 있다. 그럼 아래의 예를 보면서 좀 더 구체적으로 살펴보자.
보면 B 클래스가 D의 부모 클래스이다. main 문에서는 B* 형이 있고, 여기에 실제 B와, D 클래스를 대입하여, 함수를 호출 하고 있다. 함수 호출 시, 실제 객체에 있는 vtable 에 대한 메모리 구조가 아래와 같이 나와있다.
B 객체에 있는 가상 함수에 대한 메모리 주소가 vtable에 저장되어 있고,
D 객체의 vtable 에는 D객체에 있는 f1, f2 가상 함수의 주소와 B 클래스에 상속받은 f3 함수의 주소가 저장 되어 있다. B포인터 형에 D객체를 대입해서 f3를 호출 했을 때, B객체의 f3를 호출 해야 하기 때문이다.
출처 : www.winapi.co.kr
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글
DMA & PIO
Programming/OS Development
2009. 9. 23. 15:12
DMA ( Direct Memory Access ) 는 주변 장치들이 메모리에 직접 접근하여 읽고 쓰는 것이 가능 하도록 하는 기능으로, 컴퓨터 내부의 버스가 지원하는 기능이다. 대개의 경우 메모리의 일정 부분이 DMA에 사용될 영역으로 지정되며, DMA가 지원되면 CPU가 데이터 전송에 관여하지 않아도 되므로 컴퓨터 성능이 향상 되는 효과가 있다.
PIO ( Programmed Input/Output )
DMA 와 반대로 장치들 사이에 전송되는 모든 데이터가 CPU를 거쳐가는 방식이다. DMA는 PIO의 단점을 보완하기 위해 고안된 기능이다.
주변장치의 데이터는 Device controller에 의해 Local buffer로 이동한다. 그러나 전송할 데이터가 많은 경우, 많은 양의 데이터의 이동으로 인한 부담이 커지는데 이러한 문제를 해결하기 위해 DMA를 이용한다. Device controller가 데이터의 한 블록을 이동시키는데 이 과정에서 DMA로 인해 CPU의 개입이 필요없게 된다. CPU에서는 데이터 이동이 완료되었다는 단 한번의 Interrupt만 발생한다. 데이터가 전송되는 동안 CPU는 다른 작업을 수행할 수 있게 되어 효율성이 높아진다.
PIO ( Programmed Input/Output )
DMA 와 반대로 장치들 사이에 전송되는 모든 데이터가 CPU를 거쳐가는 방식이다. DMA는 PIO의 단점을 보완하기 위해 고안된 기능이다.
주변장치의 데이터는 Device controller에 의해 Local buffer로 이동한다. 그러나 전송할 데이터가 많은 경우, 많은 양의 데이터의 이동으로 인한 부담이 커지는데 이러한 문제를 해결하기 위해 DMA를 이용한다. Device controller가 데이터의 한 블록을 이동시키는데 이 과정에서 DMA로 인해 CPU의 개입이 필요없게 된다. CPU에서는 데이터 이동이 완료되었다는 단 한번의 Interrupt만 발생한다. 데이터가 전송되는 동안 CPU는 다른 작업을 수행할 수 있게 되어 효율성이 높아진다.
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글
클러스터( Cluster )
Programming/OS Development
2009. 9. 23. 13:40
클러스터( Cluster ) 란?
파일 시스템에서 파일을 저장할 때의 사용하는 최소 단위이다. 이 값이 2 일 경우 클러스터당 섹터 수는 1,024 바이트( 2 * 512 ) 가 되게 되고, OS 에서 저장하게 되는 파일의 최소 크기는 1,024바이트( 1KB ) 가 된다. 즉, 1,024 바이트보다 작은 크기의 파일을 저장해도 1KB 가 된다.
파일 시스템에서 파일을 저장할 때의 사용하는 최소 단위이다. 이 값이 2 일 경우 클러스터당 섹터 수는 1,024 바이트( 2 * 512 ) 가 되게 되고, OS 에서 저장하게 되는 파일의 최소 크기는 1,024바이트( 1KB ) 가 된다. 즉, 1,024 바이트보다 작은 크기의 파일을 저장해도 1KB 가 된다.
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글
[Kernel 2.6]프로세스 스케쥴링
Programming/Linux
2009. 9. 22. 09:35
프로세스란?
프로그램이 움직이고 있는 상태를 뜻하며, 각 프로세스는 콘텍스트를 가진다. 콘텍스트란 프로세스가 동작하기 위한 프로세스 공간과 프로세스가 동작할 때의 레지스터 값 등을 말한다. 이 정보는 task_struct 구조체로 관리. 리눅스 커널에서는 스레드도 일종의 프로세스로 관리하고, 복수의 스레드는 동일한 프로세스 공간을 공유한다.
프로세스 전환( Process Switch )
/ 프로세스 디스패치( Process Dispatch )
: 스케쥴러가 CPU 상에 동작 하고 있던 프로세스의 실행을 중단하고, 새로운 프로세스에 실행 권한을 주는 처리
프로세스 디스패처( Process Dispatcher )
: 프로세스 전환을 수행하는 기능
프로세스 스케쥴러 는 언제 어느 프로세스에 실행 권한을 줄 것인지 판단하고, 프로세스 디스패처에 전환을 요청하면, 디스패처는 지정된 프로세스에 실행 권한을 준다.
스케쥴링
우선순위의 지표
프로세스는 실행우선 순위를 판가름 할 때, nice 명령으로 지정하는 고정 우선순위 외에 동적 우선 순위를 갖는다. 고정 우선순위는 nice 값으로 결정된다. 고정 우선순위와 동적 우선순위가 가장 큰 프로세스에 실행 권한을 준다. CPU를 보다 많이 이용한 프로세스는 낮은 동적 우선순위를 가지게 되고, 쉘과 같은 대화형 프로세스는 그다지 CPU를 이용하지 않기 때문에 상대적으로 높은 동적 우선순위를 할당 할 수 있게 됩니다. 프로세스 A가 실행 되고 있는 중에 대화형 프로세스 B가 실행 될 경우 B가 A보다 우선 순위가 높다고 판단되면 디스패처를 호출하여 선점( Preempt,l 실행 중인 프로세스의 실행 권한을 빼앗아 옴 ) 을 한다. 이러한 선점 방식을 이용하여 리눅스 커널은 응답성을 확보한다.
실행 보증
실행 가능 상태의 프로세스에 실행 할당 시간( Time Slice ) 를 준다. 실행 할당 시간이 남아 있는 동안에는 프로세스는 실행권한을 계속 가질 수 있으며, Time Slice 를 모두 사용하면 다른 프로세스에 실행 권한을 건네어 준다. 리눅스 커널 상에 Time Slice 가 남아 있는 실행 대기 프로세스가 하나도 남아 있지 않을 경우 새롭게 프로세스들에 Time Slice 를 할당해 준다.
TIme Slice 는 고정 우선순위를 기본으로 계산한다. 고정 우선순위가 높은 프로세스는 실행 시간이 약간 길게 할당되어 다른 프로세스에 비해 실행 권한을 잡을 수 있는 기회가 늘어난다. Timer 에 의해 Time Slice를 줄여가고, Time Slice가 없어지면 스케쥴러에 재스케쥴링을 요구한다.
스케쥴링 계기
첫 번째는, 어떤 이벤트를 만나기 위해 대기 상태로 이동 했을 때 스케쥴링을 한다. 이는 File 읽기 처리를 수행하는 프로세스가 있을 경우, 디스크 입출력을 요청한 후, 완료 될 때 까지 이를 대기한다.
두 번째는, 명시적으로 다른 프로세스에 실행 권한을 양보하는 경우이다. 매우 긴 커널 처리가 요구 될 때, 응답성에 악영향을 주지 않도록 스스로 실행 권한을 양보한다.
세 번째는, 선점을 하는 경우이다. 새로운 프로세스가 현재 실행 중인 프로세스 보다 우선 순위가 높으면 재 스케쥴링을 요청한다. 하지만, 실제로 요청 즉시 스케줄링이 일어나지 않고, 커널이 수행해야 할 처리가 완료 될 때 까지 스케줄러의 실행은 지연된다
네 번째는, Time Slice를 모두 소비한 경우.
TLB
: 가상 주소를 물리 주소로 빠르게 변환하기 위한 캐시. CPU는 주소 변환을 수행하기 위해 페이지 테이블 등의 메모리의 저장된 데이터 구조를 추적하여 실제 주소를 구한다. 그러나 이때 엄청난 부하가 걸린다. 그래서 최근에 이용된 주소 변환 정보는 TLB 영역에 캐시해 둔다. 즉, 프로세스 공간에 대한 TLB 정보를 재사용하려면 프로세스를 재스케줄링할 때 동일한 CPU에서 실행하는 것이 유리하다.
실행 큐
: 리눅스 커널 2.6 에서는 O(1) 스케줄링 을 기법을 수행한다. 2종류의 실행 큐가 있는데, active 와 expired 실행 큐 라고 부르며, active 큐에는 실행 가능한 프로세스( Time Slice 를 가지고 있는 프로세스 ), expired 큐에는 실행 가능한 상태지만, Time Slice 를 모두 써 버런 프로세스를 등록한다. active 와 expired 큐는 동일한 구조이고, active 큐에서 프로세스가 Time Slice 를 모두 소비하면 Expired 로 이동하거나 event 를 기다리기 위해 대기 상태로 이동한다. active 큐에 모든 프로세스가 없어지게 되면, 포인트 주소를 바꿔주어 active와 expired 큐를 교환해 준다.
멀티프로세서 시스템에서는 실행큐를 CPU별로 준비를 해준다. 실행 큐 간의 부하 상태가 한 쪽으로 너무 치우치게 되었을 때는 실행 큐 간의 실행 대기 프로세스를 이동시켜 밸런스를 취한다.
아이들( idle ) 프로세스
: 실행 가능한 프로세스가 하나도 존재 하지않을 때, 스케줄러 자체가 Idle 상태가 되는 OS도 있지만, 리눅스 커널에서는 아무것도 실행 하지 않는 Idle Process 를 준비하여, 이에 실행 권한을 부여한다. Idle Process 는 아무 것도 하지 않고 실행 가능한 프로세스가 나타나 선점될 때 까지 계속 기다린다.
Idle Proce는 각 CPU 별로 하나씩 있다. Idle Process 는 실행 큐에는 등록되지 않고, 실행 큐 상에 실행 가능한 프로세스가 하나도 존재하지 않게 되었을 때에만 실행 대상으로 선택된다.
wake_up 함수 집합
: 대기 상태 프로세스를 실행 큐에 등록하고, 프로세스 상태를 TASK_RUNNING 으로 변경한다.
CFS Scheduler (Completely Fair Scheduler)
리눅스 스케줄러는 커널 2.6부터 O(1) 스케줄러가 사용되고 있으며, O(1) 스케줄러 의 단점은 각각의 태스크는 기본적으로 100ms의 time slice를 가지게 되므로 보통 100ms마다 Context Swti이 일어납니다. 하지만 만약 우선순위가 19(nice값이 19)인 태스크라면 각각의 태스크는 기본적으로 5ms의 time slice를 할당받기 때문에 5ms마다 문맥전환이 일어나는 비효율성이 유발됩니다. 또한 우선순위 0과 1의 사용자 태스크는 각각 100ms와 95ms의 time slice를 할당 받는 반면 우선순위 18과 19의 태스크는 각각 10ms와 5ms의 time slice를 할당 받게 되므로 한 단계의 우선순위 차이로 인해 두 배의 할당 시간 차이가 생긴다. 또한 새로운 태스크가 계속 생기는 경우 expired 배열에 들어가있는 태스크의 평균 대기시간이 길어질 수 있는 문제점이 제기되어 최근 2.6.23버전부터는 CFS 스케줄러가 도입되었다.
CFS는 SCHED_NORMAL, SCHED_BATCH, SCHED_IDLE 세 가지의 정책을 지원합니다. 태스크의 입장에서 본다면 이제 더 이상 SCHED_OTHER 스케줄링 정잭은 존재하지 않으며 대신 CFS 모듈이
제공하는 SCHED_NORMAL, SCHED_BATCH, SCHED_IDLE 세 가지의 정책과, 실시간 스케줄링 모듈이 제공하는 SCHED_RR과 SCHED_FIFO 정책을 사용하는 것이 가능하다. CFS를 위한 런 큐를 살펴보면, struct cfs_rq라는 자료구조와 struct rt_rq라는 이름의 자료구조를 담고 있다. struct_rt_rq를 보면 알 수 있듯이 실시간 스케줄링 기법은 기존과 마찬가지로 비트맵을 이용한 우선순위 기반 스케줄링을 하고 있음을 알 수 있다. 한편 비 실시간 태스크는 struct cfs_rq 자료구조로 관리된다. struct cfs_rq 자료구조에서 태스크들은 rb_node라는 필드로 관리됩니다. 이 자료구조로부터 우리는 CFS 스케줄러가 레드-블랙 트리(Red-Black Tree)를 이용하여 태스크를 관리하고 있음을 확인할 수 있다. 이 기법은 기존 O(1) 스케줄러와 달리 우선순위 배열을 유지하지 않는다. 대신 우선순위를 고려한 가중치를 통해 태스크별로 키(key)값을 정하고, 이 키 값을 이용하여 태스크를 레드-블랙 트리로 유지한다. 이 트리에서 가장 좌측에 존재하는 태스크가 다음번 스케줄링의 대상이 된다(rb_left_most 필드). 스케줄링 된 태스크는 수행 될수록 키 값이 증가되며 따라서 트리의 가장 좌측에서 점차 우측으로 이동된다. 반면 스케줄링 되지 않은 태스크는 대기하는 동안 점점 자신의 키 값이(상대적으로) 감소되며 따라서 점차 트리의 좌측으로 이동하게 된다.
자식 프로세스의 스케줄링
: 자식 프로세스가 먼저 수행된다. 이유는 COW( Copy-on-Write ) 가 필요한지 불필요 한지 여부에 따라 필요시에 COW를 수행해야 하기 때문이다. 만약, 부모 프로세스가 먼저 수행을 하게 되면, 자시그 프로세스가 COW 가 필요한지 알 수 없기 때문에 COW를 불필요할 경우에도 수행해야 한다. COW 는 말 그대로 쓸때 복사한다는 의미로, 자식 프로세스가 부모 프로세스의 메모리 영역을 참조하는 경우 변경이 일어 나기 전까지는 동일한 메모리 페이지를 참조 할수 있도록 공유하는 것이다.
COW 에 대한 자세한 설명은 여기에 설명 되어 있다. http://en.wikipedia.org/wiki/Copy-on-write
프로그램이 움직이고 있는 상태를 뜻하며, 각 프로세스는 콘텍스트를 가진다. 콘텍스트란 프로세스가 동작하기 위한 프로세스 공간과 프로세스가 동작할 때의 레지스터 값 등을 말한다. 이 정보는 task_struct 구조체로 관리. 리눅스 커널에서는 스레드도 일종의 프로세스로 관리하고, 복수의 스레드는 동일한 프로세스 공간을 공유한다.
프로세스 전환( Process Switch )
/ 프로세스 디스패치( Process Dispatch )
: 스케쥴러가 CPU 상에 동작 하고 있던 프로세스의 실행을 중단하고, 새로운 프로세스에 실행 권한을 주는 처리
프로세스 디스패처( Process Dispatcher )
: 프로세스 전환을 수행하는 기능
프로세스 스케쥴러 는 언제 어느 프로세스에 실행 권한을 줄 것인지 판단하고, 프로세스 디스패처에 전환을 요청하면, 디스패처는 지정된 프로세스에 실행 권한을 준다.
스케쥴링
우선순위의 지표
프로세스는 실행우선 순위를 판가름 할 때, nice 명령으로 지정하는 고정 우선순위 외에 동적 우선 순위를 갖는다. 고정 우선순위는 nice 값으로 결정된다. 고정 우선순위와 동적 우선순위가 가장 큰 프로세스에 실행 권한을 준다. CPU를 보다 많이 이용한 프로세스는 낮은 동적 우선순위를 가지게 되고, 쉘과 같은 대화형 프로세스는 그다지 CPU를 이용하지 않기 때문에 상대적으로 높은 동적 우선순위를 할당 할 수 있게 됩니다. 프로세스 A가 실행 되고 있는 중에 대화형 프로세스 B가 실행 될 경우 B가 A보다 우선 순위가 높다고 판단되면 디스패처를 호출하여 선점( Preempt,l 실행 중인 프로세스의 실행 권한을 빼앗아 옴 ) 을 한다. 이러한 선점 방식을 이용하여 리눅스 커널은 응답성을 확보한다.
실행 보증
실행 가능 상태의 프로세스에 실행 할당 시간( Time Slice ) 를 준다. 실행 할당 시간이 남아 있는 동안에는 프로세스는 실행권한을 계속 가질 수 있으며, Time Slice 를 모두 사용하면 다른 프로세스에 실행 권한을 건네어 준다. 리눅스 커널 상에 Time Slice 가 남아 있는 실행 대기 프로세스가 하나도 남아 있지 않을 경우 새롭게 프로세스들에 Time Slice 를 할당해 준다.
TIme Slice 는 고정 우선순위를 기본으로 계산한다. 고정 우선순위가 높은 프로세스는 실행 시간이 약간 길게 할당되어 다른 프로세스에 비해 실행 권한을 잡을 수 있는 기회가 늘어난다. Timer 에 의해 Time Slice를 줄여가고, Time Slice가 없어지면 스케쥴러에 재스케쥴링을 요구한다.
스케쥴링 계기
첫 번째는, 어떤 이벤트를 만나기 위해 대기 상태로 이동 했을 때 스케쥴링을 한다. 이는 File 읽기 처리를 수행하는 프로세스가 있을 경우, 디스크 입출력을 요청한 후, 완료 될 때 까지 이를 대기한다.
두 번째는, 명시적으로 다른 프로세스에 실행 권한을 양보하는 경우이다. 매우 긴 커널 처리가 요구 될 때, 응답성에 악영향을 주지 않도록 스스로 실행 권한을 양보한다.
세 번째는, 선점을 하는 경우이다. 새로운 프로세스가 현재 실행 중인 프로세스 보다 우선 순위가 높으면 재 스케쥴링을 요청한다. 하지만, 실제로 요청 즉시 스케줄링이 일어나지 않고, 커널이 수행해야 할 처리가 완료 될 때 까지 스케줄러의 실행은 지연된다
네 번째는, Time Slice를 모두 소비한 경우.
TLB
: 가상 주소를 물리 주소로 빠르게 변환하기 위한 캐시. CPU는 주소 변환을 수행하기 위해 페이지 테이블 등의 메모리의 저장된 데이터 구조를 추적하여 실제 주소를 구한다. 그러나 이때 엄청난 부하가 걸린다. 그래서 최근에 이용된 주소 변환 정보는 TLB 영역에 캐시해 둔다. 즉, 프로세스 공간에 대한 TLB 정보를 재사용하려면 프로세스를 재스케줄링할 때 동일한 CPU에서 실행하는 것이 유리하다.
실행 큐
: 리눅스 커널 2.6 에서는 O(1) 스케줄링 을 기법을 수행한다. 2종류의 실행 큐가 있는데, active 와 expired 실행 큐 라고 부르며, active 큐에는 실행 가능한 프로세스( Time Slice 를 가지고 있는 프로세스 ), expired 큐에는 실행 가능한 상태지만, Time Slice 를 모두 써 버런 프로세스를 등록한다. active 와 expired 큐는 동일한 구조이고, active 큐에서 프로세스가 Time Slice 를 모두 소비하면 Expired 로 이동하거나 event 를 기다리기 위해 대기 상태로 이동한다. active 큐에 모든 프로세스가 없어지게 되면, 포인트 주소를 바꿔주어 active와 expired 큐를 교환해 준다.
멀티프로세서 시스템에서는 실행큐를 CPU별로 준비를 해준다. 실행 큐 간의 부하 상태가 한 쪽으로 너무 치우치게 되었을 때는 실행 큐 간의 실행 대기 프로세스를 이동시켜 밸런스를 취한다.
아이들( idle ) 프로세스
: 실행 가능한 프로세스가 하나도 존재 하지않을 때, 스케줄러 자체가 Idle 상태가 되는 OS도 있지만, 리눅스 커널에서는 아무것도 실행 하지 않는 Idle Process 를 준비하여, 이에 실행 권한을 부여한다. Idle Process 는 아무 것도 하지 않고 실행 가능한 프로세스가 나타나 선점될 때 까지 계속 기다린다.
Idle Proce는 각 CPU 별로 하나씩 있다. Idle Process 는 실행 큐에는 등록되지 않고, 실행 큐 상에 실행 가능한 프로세스가 하나도 존재하지 않게 되었을 때에만 실행 대상으로 선택된다.
wake_up 함수 집합
: 대기 상태 프로세스를 실행 큐에 등록하고, 프로세스 상태를 TASK_RUNNING 으로 변경한다.
CFS Scheduler (Completely Fair Scheduler)
리눅스 스케줄러는 커널 2.6부터 O(1) 스케줄러가 사용되고 있으며, O(1) 스케줄러 의 단점은 각각의 태스크는 기본적으로 100ms의 time slice를 가지게 되므로 보통 100ms마다 Context Swti이 일어납니다. 하지만 만약 우선순위가 19(nice값이 19)인 태스크라면 각각의 태스크는 기본적으로 5ms의 time slice를 할당받기 때문에 5ms마다 문맥전환이 일어나는 비효율성이 유발됩니다. 또한 우선순위 0과 1의 사용자 태스크는 각각 100ms와 95ms의 time slice를 할당 받는 반면 우선순위 18과 19의 태스크는 각각 10ms와 5ms의 time slice를 할당 받게 되므로 한 단계의 우선순위 차이로 인해 두 배의 할당 시간 차이가 생긴다. 또한 새로운 태스크가 계속 생기는 경우 expired 배열에 들어가있는 태스크의 평균 대기시간이 길어질 수 있는 문제점이 제기되어 최근 2.6.23버전부터는 CFS 스케줄러가 도입되었다.
CFS는 SCHED_NORMAL, SCHED_BATCH, SCHED_IDLE 세 가지의 정책을 지원합니다. 태스크의 입장에서 본다면 이제 더 이상 SCHED_OTHER 스케줄링 정잭은 존재하지 않으며 대신 CFS 모듈이
제공하는 SCHED_NORMAL, SCHED_BATCH, SCHED_IDLE 세 가지의 정책과, 실시간 스케줄링 모듈이 제공하는 SCHED_RR과 SCHED_FIFO 정책을 사용하는 것이 가능하다. CFS를 위한 런 큐를 살펴보면, struct cfs_rq라는 자료구조와 struct rt_rq라는 이름의 자료구조를 담고 있다. struct_rt_rq를 보면 알 수 있듯이 실시간 스케줄링 기법은 기존과 마찬가지로 비트맵을 이용한 우선순위 기반 스케줄링을 하고 있음을 알 수 있다. 한편 비 실시간 태스크는 struct cfs_rq 자료구조로 관리된다. struct cfs_rq 자료구조에서 태스크들은 rb_node라는 필드로 관리됩니다. 이 자료구조로부터 우리는 CFS 스케줄러가 레드-블랙 트리(Red-Black Tree)를 이용하여 태스크를 관리하고 있음을 확인할 수 있다. 이 기법은 기존 O(1) 스케줄러와 달리 우선순위 배열을 유지하지 않는다. 대신 우선순위를 고려한 가중치를 통해 태스크별로 키(key)값을 정하고, 이 키 값을 이용하여 태스크를 레드-블랙 트리로 유지한다. 이 트리에서 가장 좌측에 존재하는 태스크가 다음번 스케줄링의 대상이 된다(rb_left_most 필드). 스케줄링 된 태스크는 수행 될수록 키 값이 증가되며 따라서 트리의 가장 좌측에서 점차 우측으로 이동된다. 반면 스케줄링 되지 않은 태스크는 대기하는 동안 점점 자신의 키 값이(상대적으로) 감소되며 따라서 점차 트리의 좌측으로 이동하게 된다.
자식 프로세스의 스케줄링
: 자식 프로세스가 먼저 수행된다. 이유는 COW( Copy-on-Write ) 가 필요한지 불필요 한지 여부에 따라 필요시에 COW를 수행해야 하기 때문이다. 만약, 부모 프로세스가 먼저 수행을 하게 되면, 자시그 프로세스가 COW 가 필요한지 알 수 없기 때문에 COW를 불필요할 경우에도 수행해야 한다. COW 는 말 그대로 쓸때 복사한다는 의미로, 자식 프로세스가 부모 프로세스의 메모리 영역을 참조하는 경우 변경이 일어 나기 전까지는 동일한 메모리 페이지를 참조 할수 있도록 공유하는 것이다.
COW 에 대한 자세한 설명은 여기에 설명 되어 있다. http://en.wikipedia.org/wiki/Copy-on-write
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글
컨트롤 변수 사용( Value )
Programming/Windows Programming
2009. 9. 22. 00:33
UpdateData( TRUE );
현재 사용자가 입력한 컨트롤 리소스의 값들을 컨트롤 변수들에 대입한다.
ex ) 라디오 버튼의 경우 m_rdb1 컨트롤 이 선택 되어 있으면 m_rdb1 값이 0
선택되어 있지 않으면 값이 1 이다.
UpdateData( FALSE );
컨트롤 변수에 대입된 값들을 컨트롤 리소스로 출력한다.
현재 사용자가 입력한 컨트롤 리소스의 값들을 컨트롤 변수들에 대입한다.
ex ) 라디오 버튼의 경우 m_rdb1 컨트롤 이 선택 되어 있으면 m_rdb1 값이 0
선택되어 있지 않으면 값이 1 이다.
UpdateData( FALSE );
컨트롤 변수에 대입된 값들을 컨트롤 리소스로 출력한다.
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글
명령어( 폴더, 파일 관련 )
Programming/Linux
2009. 9. 19. 01:12
mkdir 디렉토리명
디렉토리 만들기
rm 파일명
파일을 삭제
rm -r 디렉토리명
디렉토리와 그 하위 디렉토리 및 파일을 모두 삭제
만약, 삭제할 때 삭제할 것이냐고 계속 묻는다면 -f 옵션을 준다.
디렉토리 만들기
rm 파일명
파일을 삭제
rm -r 디렉토리명
디렉토리와 그 하위 디렉토리 및 파일을 모두 삭제
만약, 삭제할 때 삭제할 것이냐고 계속 묻는다면 -f 옵션을 준다.
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글
디버깅
Programming/Linux
2009. 9. 19. 00:57
디버깅을 위해 먼저 컴파일 할 때 디버깅 정보를 포함하도록 컴파일을 한다.
gcc -g file1.c file2.c -o run 을 하면 run 에 디버깅 정보가 포함되어 있다.
gdb run 을 수행하면 디버깅을 시작하게 된다. 그리고 난 뒤에는 아래에 있는 디버깅 명령어를 사용해서 디버깅을 하도록 한다.
- break
break 숫자 : break 포인터를 해당 줄에 지정
- next( n )
한줄 씩 수행 가능 - 함수 안으로 들어가지 않음
- step ( s )
한줄 씩 수행 가능 - 함수 안으로 들어감
- continue
디버깅 중에 프로그램을 계속 수행 가능
- info breakpoints
브레이크 포인터가 설정된 곳의 위치를 보여줌
- delete
delete + 숫자 : 해당 줄의 브레이크 포인터를 삭제
- list
list
실행하고 있는 부분의 소스를 출력
list + 숫자
특정 줄의 소스를 출력
list + 함수이름
특정 함수의 소스코드를 출력
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글
Vi 편집기
Programming/Linux
2009. 9. 19. 00:03
블록을 지정해서 잘라내서 붙이기
1. 명령모드에서 v를 입력하여 비쥬얼 모드로 변경
2. 이동 버튼으로 블록을 지정
3. d 를 입력 하면 내용이 잘라지고, p를 입력하면 붙여진다.
1. 명령모드에서 v를 입력하여 비쥬얼 모드로 변경
2. 이동 버튼으로 블록을 지정
3. d 를 입력 하면 내용이 잘라지고, p를 입력하면 붙여진다.
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글
Mysql 설치 및 설정
Programming/Database
2009. 9. 16. 17:41
MySQL 설치
먼저 설치를 하도록 하겠다.
1. http://dev.mysql.com/downloads/mysql/5.1.html#win32 에 가서 MySQL 5.1 을 다운 받는다.
2. 윈도우 일 경우에는 x86용 버전을 다운 받는다.
3. 다운 받은 파일을 수행하면 위와 같이 뜨며, 설치를 한다.
설치를 완료하고, Server 를 설정해야 한다. 설정 과정은 아래와 같다.
MySQL 설정
그림과 같은 순서대로 설정을 해주고, Execute를 수행하면 위와 같이 설정이 성공적으로 되는 것을 확인 할 수 있다.
디비를 편하게 만들고자한다면 SQLyog 를 설치하자.
먼저 설치를 하도록 하겠다.
1. http://dev.mysql.com/downloads/mysql/5.1.html#win32 에 가서 MySQL 5.1 을 다운 받는다.
2. 윈도우 일 경우에는 x86용 버전을 다운 받는다.
3. 다운 받은 파일을 수행하면 위와 같이 뜨며, 설치를 한다.
설치를 완료하고, Server 를 설정해야 한다. 설정 과정은 아래와 같다.
MySQL 설정
그림과 같은 순서대로 설정을 해주고, Execute를 수행하면 위와 같이 설정이 성공적으로 되는 것을 확인 할 수 있다.
디비를 편하게 만들고자한다면 SQLyog 를 설치하자.
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글
Virtual Box 게스트 확장 설치
Programming/Linux
2009. 9. 15. 22:18
Virtual Box 에서 게스트 확장 을 설치 하여야 해상도를 늘릴 수 있다.
"장치 - 게스트 확장 설치" 를 클릭하면, 위의 화면과 같이 시디 이미지 파일이 생성 되는 것을 알수 있다.
터미널 창에서 VBoxLinuxAdditions-x86.run 파일을 실행하면 설치가 된다.
( 루트 권한으로 가능하다 )
그리고 재부팅을 하고 나면 아래와 같이 해상도가 증가하여 화면에 꽉 찬 것을 볼 수 있을 것이다.
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