디스크 관리와 스케줄링

디스크는 파일을 영구 저장하는 곳이자, 메모리가 모자랄 때 쓰는 스왑 공간이다. 디스크 접근은 CPU·메모리에 비해 매우 느리기 때문에, 운영체제는 요청을 처리하는 순서를 조절해 성능을 높인다.

디스크 구조

용량은 섹터 크기 × 트랙당 섹터 수 × 트랙 수 × 헤드(면) 수다.

회전 방식도 매체마다 다르다. 하드 디스크는 각속도 일정(CAV), 즉 늘 같은 rpm으로 돌고 트랙마다 섹터 수를 같게 두던 것이 고전 방식이다. 바깥 트랙의 넓은 면적을 덜 쓰는 대신 어느 섹터든 위치 계산이 간단하다(현대 HDD는 바깥 구역에 섹터를 더 넣는 zoned recording으로 이 낭비를 줄인다). CD는 선속도 일정(CLV) 으로, 나선형 트랙의 모든 섹터 크기가 같고 바깥쪽을 읽을 때 회전을 늦춘다. 용량은 늘지만 임의 위치로 옮길 때마다 회전 속도를 바꿔야 해 랜덤 접근이 느리다.

호스트가 "논리 블록 10번에 써라"라고 요청하면, 디스크 컨트롤러가 어느 플래터·트랙·섹터에 쓸지 결정한다. 섹터 0은 가장 바깥 실린더의 첫 트랙의 첫 섹터로, 부팅 관련 정보가 들어 있다.

디스크 관리

물리적 포맷팅 (low-level formatting)

디스크를 컨트롤러가 읽고 쓸 수 있도록 섹터들로 나누는 과정이다. 각 섹터는 다음으로 구성된다.

[ header | data (보통 512바이트) | trailer ]

• data: 외부에서 요청한 논리 블록의 내용. 전통적으로 512바이트였고, 지금의 대용량 HDD는 4KB 물리 섹터(Advanced Format)를 쓴다. 호환을 위해 밖으로는 512바이트 섹터처럼 보이게 하는 방식(512e)도 있다.
• header·trailer: 섹터 번호, ECC(Error-Correcting Code) 같은 부가 정보. 디스크 컨트롤러가 직접 접근·운영한다.

파티셔닝

물리 디스크를 하나 이상의 독립적인 논리 디스크로 나누는 과정이다. 하나의 디스크를 C 드라이브, D 드라이브로 나누면 각각이 논리 디스크가 된다. 운영체제는 물리 디스크가 아니라 논리 디스크를 독립적인 디스크로 다룬다. 파티션을 파일 시스템으로 포맷해 OS가 쓸 수 있게 된 공간을 볼륨이라 한다.

논리적 포맷팅

파티션은 파일 시스템 용도나 스왑 영역 용도로 쓸 수 있다. 이 중 파일 시스템을 만드는 것이 논리적 포맷팅이며, FAT, inode(UNIX), free-space 관리 구조 등이 생성된다(파일 시스템 구현).

부팅 과정

1. 전원을 켜면 CPU가 ROM의 주소를 가리키고, 펌웨어가 먼저 CPU·메모리·장치가 정상인지 확인하는 POST(Power-On Self-Test)를 한다. 이어서 ROM에 있는 small bootstrap loader가 실행된다. ROM은 고치기 어려우므로 여기에는 로더만 두고 실제 부트스트랩 프로그램은 디스크에 둔다.
2. small bootstrap loader는 디스크의 섹터 0(boot block) 을 메모리에 올려 실행한다. 파티션된 디스크라면 섹터 0이 MBR이고, MBR의 코드는 파티션 테이블에서 부팅할 파티션을 찾아 그 파티션의 첫 섹터인 VBR(Volume Boot Record, PBR이라고도 한다)을 읽어 실행한다.
3. VBR(파티션이 없으면 섹터 0)에는 full bootstrap loader가 있어, 파일 시스템에서 운영체제 커널의 위치를 찾아 메모리에 올리고 실행한다.
4. 운영체제가 메모리에 올라와 실행된다.

위 흐름은 BIOS + MBR 방식의 고전적인 설명이다. 현재 PC는 BIOS 대신 UEFI 펌웨어를 쓰고, 디스크는 GPT로 파티셔닝한다. UEFI는 섹터 0의 코드를 실행하는 대신 EFI 시스템 파티션(ESP) 에 있는 부트로더 파일을 찾아 실행한다. "펌웨어 → 부트로더 → 커널"이라는 큰 흐름은 같다. 커널이 올라온 뒤 systemd(PID 1)가 유닛을 띄워 로그인까지 가는 과정은 데몬과 systemd에 있다.

접근 시간 (Access Time)

접근 시간 = 탐색 시간 + 회전 지연 + 전송 시간

디스크 대역폭(disk bandwidth) 은 단위 시간당 전송된 바이트 수로, 디스크 성능의 척도다.

탐색 시간이 가장 크고 회전 지연, 전송 시간 순으로 작다. 그래서 디스크 스케줄링은 주로 탐색 시간을, 일부 알고리즘은 회전 지연까지 줄인다.

스토리지 연결 방식

디스크를 서버에 어떻게 붙이느냐도 성능과 공유 방식을 바꾼다.

디스크 스케줄링

탐색 시간을 최소화해 디스크 대역폭을 높이는 것이 목표다. 요청이 들어온 순서대로만 처리하면 헤드가 앞뒤로 자주 오가므로, 나중에 들어왔더라도 지금 헤드 근처의 요청을 먼저 처리하는 편이 나을 수 있다.

알고리즘을 평가하는 기준은 셋이다.

아래 알고리즘들은 다음 예제로 비교한다.

실린더 범위: 0 ~ 199, 헤드 시작 위치: 53
요청 큐: 98, 183, 37, 122, 14, 124, 65, 67

FCFS (First Come First Served)

들어온 순서대로 처리한다. 53 → 98 → 183 → 37 → 122 → 14 → 124 → 65 → 67처럼 헤드가 크게 왔다 갔다 해 매우 비효율적이다(총 이동 640실린더).

SSTF (Shortest Seek Time First)

헤드에서 가장 가까운 요청부터 처리한다. 53 → 65 → 67 → 37 → 14 → 98 → 122 → 124 → 183 (총 이동 236실린더).

• 문제: 기아(starvation). 헤드 근처에 요청이 계속 들어오면, 멀리 있는 요청(예: 183)은 오랫동안 처리되지 않을 수 있다.

SCAN (엘리베이터 스케줄링)

요청 위치와 상관없이 헤드가 디스크의 한쪽 끝에서 다른 쪽 끝까지 이동하며 길목의 모든 요청을 처리하고, 끝에 닿으면 방향을 바꿔 다시 처리하며 돌아온다.

• 장점: 헤드 이동 거리 면에서 효율적이고 기아가 없다.
• 단점: 실린더 위치에 따라 대기 시간이 다르다. 가운데는 헤드가 자주 지나가지만, 양 끝은 한 번 지나가면 왕복해 돌아올 때까지 기다려야 한다. 1~30층 엘리베이터에서 15층 사람과 1층 사람의 평균 대기 시간이 다른 것과 같다.

C-SCAN (Circular SCAN)

헤드가 한쪽 끝에서 다른 쪽 끝으로 이동하며 요청을 처리하고, 끝에 도달하면 요청을 처리하지 않고 곧바로 출발점으로 돌아간다. 예제에서 헤드가 위로 간다면 65, 67, 98, 122, 124, 183을 처리하고 199까지 간 뒤, 0으로 바로 돌아가 14, 37을 처리한다.

• SCAN보다 균일한 대기 시간을 보장한다.

N-SCAN

SCAN의 변형이다. 헤드가 한 방향으로 움직이기 시작하면, 그 이후 도착한 요청은 이번에 처리하지 않고 되돌아올 때 처리한다. 예를 들어 53에서 199 방향으로 출발할 때 큐에 있던 98, 122, 124, 183은 처리하고, 이동 중에 새로 들어온 102, 140, 155는 길목에 있어도 지나친 뒤 돌아오는 길에 처리한다. 대기 시간의 편차를 줄인다.

LOOK과 C-LOOK

SCAN·C-SCAN은 헤드가 무조건 디스크 끝까지 간다. LOOK·C-LOOK은 진행 방향에 더 이상 요청이 없으면 즉시 방향을 바꾼다. 예제의 C-LOOK이라면 183을 처리한 뒤 199까지 가지 않고, 0이 아니라 가장 작은 요청인 14로 바로 이동한다.

SLTF와 SPTF: 회전 지연까지 줄이기

위 알고리즘은 모두 탐색 거리만 본다. 같은 실린더에 요청이 여럿 몰려 있으면 회전 지연이 차이를 만든다.

• SLTF(Shortest Latency Time First): 헤드가 이미 그 실린더에 있을 때, 지금 헤드 아래로 가장 먼저 돌아올 섹터의 요청부터 처리한다. 섹터마다 큐를 둔다고 해서 섹터 큐잉(sector queueing)이라고도 한다.
• SPTF(Shortest Positioning Time First): 탐색 시간 + 회전 지연, 즉 위치를 잡는 데 걸리는 전체 시간이 가장 짧은 요청을 고른다. SSTF처럼 멀리 있는 요청이 굶을 수 있다.

헤드의 정확한 각도는 드라이브 안에서만 알 수 있으므로 이 계열은 운영체제보다 드라이브 펌웨어가 실행한다. 현대 디스크는 내부 구조를 감추고 논리 블록만 보여 주며, 명령 큐(NCQ)에 쌓인 요청을 스스로 재정렬하고 다음 블록을 버퍼에 미리 읽어 둔다(read-ahead). 그래서 운영체제의 스케줄러는 탐색 최적화보다 프로세스 간 공정성, 우선순위, 페이징·스와핑 요청 우대 같은 상위 정책에 집중한다.

알고리즘 선택

• SCAN·C-SCAN과 그 응용인 LOOK·C-LOOK이 일반적이며, 디스크 입출력이 많은 시스템에서 효율적이다.
• 파일을 디스크에 어떻게 할당하느냐(연속 할당 등)도 디스크 요청 성능에 영향을 준다.
• 디스크 스케줄링 알고리즘은 필요하면 쉽게 바꿀 수 있도록 커널과 분리된 별도 모듈로 작성하는 것이 바람직하다.
• 이 알고리즘들은 헤드가 움직이는 HDD를 전제로 한다. SSD는 기계적인 탐색이 없어 요청 순서를 바꾸는 이득이 거의 없으므로, 리눅스는 NVMe SSD에 기본적으로 스케줄러를 거의 쓰지 않는다(none).
• 리눅스는 2.6 시절부터 오랫동안 CFQ(Completely Fair Queuing)를 기본으로 썼다. 프로세스마다 요청 큐를 두고 시간 조각을 돌아가며 주어, 디스크를 프로세스 사이에 공정하게 나누고 실시간·best-effort·idle 우선순위 클래스를 지원했다. 멀티 큐 블록 계층(blk-mq)으로 옮기면서 CFQ는 커널 5.0에서 제거되었고, 지금은 mq-deadline, CFQ의 공정성을 이어받은 bfq, 빠른 장치용 kyber, 아무것도 하지 않는 none 중에서 고른다. 장치별 현재 값은 cat /sys/block/<장치>/queue/scheduler로 본다.

스왑 공간 관리

디스크를 쓰는 이유는 두 가지다.

1. 메모리는 휘발성이라 영구 저장을 위해 파일 시스템이 필요하다.
2. DRAM은 용량이 한정되어 있어 프로그램 실행에 필요한 공간이 부족하므로, 메모리의 연장 공간으로 스왑 영역이 필요하다(가상 메모리).

스왑 영역의 특징:

• 파일 시스템 안에 둘 수도 있지만 보통 별도의 파티션을 쓴다.
• 공간 효율성보다 속도 효율성이 우선이다. 스왑 영역의 내용은 프로세스가 끝나면 사라지는 데이터이고, 메모리에서 쫓아내고 다시 올리는 일이 빨라야 하기 때문이다. 디스크는 탐색 시간이 대부분이라 헤드 이동을 최소화하는 것이 중요하다.
• 일반 파일보다 훨씬 짧게 존재하고 자주 참조된다.
• 그래서 블록 크기와 저장 방식이 일반 파일 시스템(보통 512바이트 섹터 단위)과 다르다. 큰 단위로 한 번에 올리고 내린다.

LVM: 파티션 위의 가상화 계층

파티션은 한 번 나누면 크기를 바꾸기 어렵고 디스크 한 장을 넘을 수 없다. 리눅스의 LVM(Logical Volume Manager)은 파티션과 파일 시스템 사이에 층을 하나 더 둔다.

flowchart TB
    subgraph PV["물리 디스크·파티션: PV (물리 볼륨, PE 단위로 쪼갬)"]
        sda["/dev/sda2"]
        sdb["/dev/sdb1"]
    end
    vg["볼륨 그룹: vg0 (저장 공간 풀)<br/>VG"]
    sda --> vg
    sdb --> vg
    subgraph LV["논리 볼륨: LV (LE 단위, PE와 1:1 대응)<br/>각자 파일 시스템으로 포맷해 마운트"]
        root["root<br/>ext4"]
        home["home<br/>xfs"]
        var["var<br/>ext4"]
    end
    vg --> root
    vg --> home
    vg --> var

• 디스크 여러 장의 빈 공간을 합쳐 하나의 논리 볼륨으로 쓸 수 있다. 디스크0에 2GB, 디스크1에 5GB가 남아도 7GB 파일을 담을 수 있다.
• 운영 중에 볼륨을 늘릴 수 있다. 새 디스크를 pvcreate → vgextend로 그룹에 넣고, lvextend -r -L +10G /dev/vg0/home으로 볼륨과 파일 시스템을 함께 키운다. 스냅샷도 만들 수 있다.
• 확인 명령: lsblk(블록 장치 트리), pvs·vgs·lvs.
• LVM 자체는 중복 저장을 하지 않는다. 디스크 한 장이 고장 나면 그 위에 걸친 볼륨이 손상되므로 신뢰성은 RAID와 백업으로 따로 챙긴다.

RAID (Redundant Array of Independent Disks)

저렴한 디스크 여러 개를 묶어 하나처럼 쓰는 기술이다.

데이터 전체를 중복 저장하는 대신, 일부 디스크에 패리티(parity) 만 저장해 오류를 검출·복구하면 공간 효율을 높일 수 있다. RAID 레벨별 구성은 메모리 계층 구조에 정리했다. 패리티 계산의 원리(XOR, 해밍 코드)는 데이터의 표현에 있다.

리눅스 소프트웨어 RAID (md)

RAID는 전용 컨트롤러 없이 커널의 md 드라이버(mdadm으로 관리)로도 구성한다. 성격이 다른 장치끼리 묶을 수 있어, 빠른 장치와 안전한 장치를 섞는 데 쓴다.

• RAID 1의 한쪽 장치에 write-mostly를 표시하면 그 장치는 쓰기만 받고, 다른 장치를 쓸 수 없을 때만 읽기를 맡는다. 일반 RAID 1은 읽기를 양쪽에 나눠 보낸다.
• 예: 빠르지만 휘발성인 클라우드 로컬 SSD를 RAID 0으로 묶고, 그 배열을 느리지만 복제·스냅샷이 되는 네트워크 디스크(write-mostly)와 RAID 1로 미러링한다. 읽기는 로컬 SSD 속도로, 내구성은 네트워크 디스크로 얻는다. 자세한 구성은 와이드 컬럼 DB와 대규모 메시지 저장: Cassandra·ScyllaDB에 있다.

핵심 정리

• 외부에서 보는 단위는 논리 블록, 내부 단위는 섹터. 부팅은 ROM의 작은 로더 → 섹터 0 → 커널 순.
• 접근 시간 = 탐색 + 회전 지연 + 전송이며 탐색이 대부분이므로, 디스크 스케줄링은 탐색 시간 최소화가 목표.
• SSTF는 기아, SCAN은 대기 시간 불균형, C-SCAN은 균일한 대기, LOOK 계열은 불필요한 끝까지 이동을 없앤다.
• 스왑 영역은 속도 우선, RAID는 분산(속도)과 중복(신뢰성)으로 디스크 여러 개를 묶는다.

관련 노트: 파일 시스템 구현, 가상 메모리, 운영체제의 입출력 시스템