4-2장. 하드 디스크 드라이브

이 장에서는 하드 디스크 드라이브에 대해 더 자세하게 알아보고자 한다. 이런 드라이브들은 수 세기 동안 대부분 컴퓨터 시스템의 영구적이 데이터 저장소였으며 파일 시스템 기술은 거의 대부분 하드 디스크 드라이브의 동작에 기반을 두고 설계되었다. 그렇기 때문에 파일 시스템 SW를 구현하기 전에 디스크의 상세한 동작을 이해하는 것이 중요하다.

 

인터페이스

모든 현대 드라이브의 기본적인 인터페이스는 단순하다. 드라이브는 읽고 쓸 수 있는 많은 수의 섹터(512Byte 블럭)들로 이루어져 있다. 디스크 위의 n개의 섹터들은 0부터 n-1까지의 이름이 붙어 있다. 그렇기 때문에 디스크를 섹터들의 배열로 볼 수 있으며 0부터 n-1이 드라이브 주소 공간이 된다.

 

멀티 섹터 작업도 가능하다. 사실 많은 파일 시스템들이 한 번에 4KB를 읽거나 쓴다. 하지만 드라이브 제조사는 하나의 512Byte 쓰기만 원자적(온전히 모두 완료하거나, 온전히 모두 실패하거나)이라고 보장한다. 그래서 갑작스럽게 전력 손실이 발생하면 대량의 쓰기 중에 일부만 완료될 수 있다.(찢긴 쓰기(torn write)라고 부른다.) 

 

디스크 드라이브 사용자들은 몇 가지 가정을 하지만 그것들이 인터페이스에 직접적으로 명시되어 있지는 않다. 드라이브 주소 공간에서 가깝게 배치되어 있는 두 개의 블럭을 접근하는 것이 멀리 떨어져 있는 두 개의 블럭을 접근하는 것보다 빠르다고 가정한다. 또 다른 가정은 연속적인 청크의 블럭을 접근하는 것이 가장 빠르며 어떤 랜덤 접근 패턴보다 매우 빠르다는 것이다.(하지만 물리적인 구현으로 SSD에 비해서는 느린 편이다)

 

기본구조

현대 디스크의 주요 요소들을 이해해 보자. 먼저 플래터(platter)라는 것을 살펴보자. 원형의 딱딱한 표면을 갖고 있는 플래터에 자기적 성질을 변형하여 데이터를 지속시킨다. 디스크는 하나 또는 그 이상의 플레터를 가지고 있으며 각각은 2개의 표면(surface)을 가지고 있다. 이런 플래터는 대체적으로 단단한 물질로 만들어지며 드라이브의 전원이 나가도 비트를 드라이브에 영구적으로 저장하기 위해 얇은 자성층이 입혀져 있다.

 

플래터들은 회전축(spindle)이라는 것으로 고정되어 있는데, 이 축은 모터와 연결되어 있어서 플래터를 일정한 속도로 회전시킨다. 회전 속도는 RPM으로 측정되며 일반적으로는 7200 ~ 15000 사이에 있다. 각 동심원을 따라 배치되어 있는 섹터들 위에 데이터는 부호화된다. 이때 동심원 하나를 트랙(track)이라고 한다. 표면에 수많은 트랙들이 촘촘하게 붙어있다. 

 

표면 위를 읽거나 쓸 때에는 디스크의 자기적 패턴을 감지하거나 변형을 유도하는 기계적 장치가 필요하다. 읽기와 쓰기 동작은 디스크 헤드(disk head)라는 것을 통해 할 수 있으며 각 표면마다 그런 헤드가 하나씩 존재한다. 디스크 헤드는 디스크 암(disk arm)에 연결되어 있으며 이것을 통해 헤드가 원하는 트랙 위에 위치하도록 이동시킬 수 있다.

 

간단한 디스크 드라이브

디스크가 어떻게 동작하는지 이해하기 위해 한 트랙씩 모형을 만드어보자. 그림처럼 하나의 트랙으로만 이루어진 간단한 디스크를 생각해 보자.

 

이 트랙에서는 12개의 섹터가 있고 각 섹터는 512Byte의 크기를 가지고 있으며, 주소 영역은 0부터 11까지로 이루어져 있다. 모터에 연결된 회전축을 중심으로 플래터가 회전한다. 섹터에 무언가 읽거나 쓰고 싶을 것이기 때문에 다음 그림과 같이 디스크 암에 붙어 있는 디스크 헤드가 필요하다.

 

그림에서 보는 것과 같이 디스크 헤드는 디스크 암의 끝에 붙어 있으며 섹터 6번 위에 위치해 있다. 그리고 표면은 시계 반대 방향으로 회전한다.

 

단일 트랙 지연 시간 : 회전 지연

트랙이 하나뿐인 이 간단한 디스크에서 요청이 어떻게 처리되는지 이해하기 위해서 블럭 0번을 읽는다고 가정해 보자. 디스크는 이 요청을 어떻게 처리해야 할까?

 

이러한 간단한 디스크의 경우 그렇게 많은 일을 할 필요가 없다. 디스크 헤드 아래에 원하는 섹터가 위치하기를 기다리면 된다. 이런 기다림은 현대 드라이브에서도 흔히 발생하며 I/O 서비스 시간에서 중요한 요소이기 때문에 회전형 지연(rotational delay)이라는 특별한 이름을 가지고 있다.

 

만약 한 바퀴를 회전하는 시간이 R이라고 가정하자. 디스크가 6에서 시작하는 경우 읽거나 쓰려는 디스크 헤드가 0에 위치하기 위해서는 R/2이 필요하다. 트랙이 하나 있을 때 최악의 경우는 헤드가 섹터 5번에 있을 때가 될 것이다. 거의 한 바퀴를 돌아야 요청을 처리할 수 있게 된다.

 

멀티 트랙 : 탐색 시간

간단한 설명을 위해 지금까지는 트랙이 하나만 존재하는 경우를 살펴봤다. 당연한 얘기지만, 현대 디스크들은 수백만 개의 트랙을 가지고 있다. 조금 더 현실적인 디스크 표면을 생각해보자. 다음 그림은 트랙이 세 개인 디스크이다.

 

드라이브가 지정된 섹터들을 접근하는 방식을 이해하기 위한 예로 섹터 11번을 읽는 경우처럼 멀리 떨어져 있는 섹터에 대한 요청을 받은 때를 살펴보자. 이 읽기 요청을 처리하기 위해서는 우선 디스크 암을 올바른 트랙 위에 위치시켜야 한다. 이 과정을 탐색(seek)이라고 한다. 회전과 더불어 탐색은 가장 비싼 디스크 동작 중 하나이다.

 

탐색은 여러 단계로 되어 있다는 것에 유의해야 한다. 첫 번째는 가속 단계로 디스크의 암이 움직이기 시작한다. 디스크 암이 최고 속도로 움직이는 활주 단계를 지나고, 디스크 암의 속도가 줄어드는 감속 단계 이후에 안정화 단계에서 정확한 트랙 위에 헤드가 조심스럽게 위치하게 된다. 드라이브가 정확한 트랙 위에 위치했는지 확실하게 해야 하므로 안정화 시간(setting time)은 매우 중요하며 0.5 ~ 2ms 정도로 오래 걸린다.

 

탐색 이후에 디스크 암은 올바른 트랙 위에 헤드를 위치시킨다. 그 동작에 대한 그림은 다음과 같다.

 

그림에 나타난 것처럼 탐색 과정에서 암이 원하는 트랙 위로 이동을 하는 동안, 당연하게 플래터 또한 회전하였다. 이 경우 3개의 섹터만큼 이동하였다. 섹터 9번이 디스크 헤드 아래로 막 지나가고 있기 때문에 약간의 회전 지연 후 전송을 완료할 수 있다. 

 

섹터 11번이 디스크 헤드를 지나가게 되면 I/O의 마지막 단계인 전송이 이루어져 표면 위의 데이터를 읽거나 쓰게 된다. 이제 I/O 시간은 탐색과 회전 지연 동안 기다린 후 전송한다는 전체적인 윤곽이 그려졌다.

 

그 외의 세부 사항

하드 드라이브 동작에 대한 몇 가지 흥미로운 내용을 살펴보자. 많은 드라이브는 트랙 비틀림(track stew)이라 불리는 기술을 채용하여 트랙의 경계를 지나서 순차적으로 존재하는 섹터들을 올바르게 읽을 수 있게 한다. 트랙 비틀림은 다음 그림처럼 나타낼 수 있다.

 

한 트랙에서 다른 트랙으로 전환하는 경우나, 바로 인접한 트랙으로 전환되는 경우에도, 디스크의 헤드를 다시 위치시키기 위한 시간이 필요하다. 이와 같은 비틀림이 없다면 헤드가 다음 트랙으로 넘어갔을 때 다음에 읽어야 하는 블럭이 이미 헤드를 지나쳤을 수도 있기 때문에 다음 블럭을 접근하기 위해 거의 한 바퀴에 해당하는 회전 지연을 감수해야 한다.

 

디스크는 바깥 측에 공간이 안 측보다 더 많다는 구조적인 특성이 있다. 이러한 트랙들을 흔히 멀티구역(multi-zoned) 디스크 드라이브라고 부른다. 디스크들은 여러 구역으로 나뉘어 있으며 한 구역은 표면 위에 연속적으로 존재하는 트랙들의 집합이다. 각 구역 내의 트랙은 같은 수의 섹터들이 포함되어 있으며, 바깥 측 구역의 트랙에는 안쪽 구역의 트랙보다 많은 수의 섹터들을 가지고 있다. 아래 그림은 멀티 구역에 해당하는 디스크를 보여주고 있다.

 

마지막으로 현대 디스크 드라이브의 가장 중요한 부분은 캐시(cache)로서, 트랙 버퍼(track buffer)라고도 부른다. 이 캐시는 일반적으로 8 ~ 16MB 정도의 작은 크기의 메모리로 드라이브가 디스크에서 읽거나 쓴 데이터를 보관하는 데 사용한다. 예를 들어, 디스크에서 하나의 섹터를 읽을 때 드라이브가 그 트랙 위의 모든 섹터를 다 읽어서 캐시에 저장할 수도 있다. 이렇게 하면 같은 트랙의 섹터에 대한 이후의 요청에 빠르게 응답할 수 있게 된다.

 

쓰기의 경우 드라이브는 선택할 수 있다. 메모리에 데이터가 기록된 시점에 쓰기가 완료되었다고 할지, 디스크에 실제로 기록되었을 때 완료가 되었다고 할지를 정할 수 있다. 전자는 write-back 캐싱(또는 즉시 보고(immediate reporting)), 후자는 write-through라고 부른다. write-back 캐싱을 사용할 경우 드라이브가 더 빠른 것처럼 보이지만 위험할 수 있다. 만약 파일 시스템이나 응용 프로그램이 정확함을 위해 특정 순서로 디스크에 기록해야 한다고 할 때 write-back을 사용하면 문제가 될 수 있다. (그 이유는 이후 장에서 나오게 된다)

 

녹색 : write-back, 파란색 : write-through

I/O 시간 계산

추상화된 디스크 모델을 만들었으니 이제 간단한 분석을 통해 디스크의 성능을 구할 수 있다. 세 개의 항으로 이루어진 다음의 식을 통해 I/O 시간을 나타낼 수가 있다.

 

드라이브 간의 비교를 쉽게 하기 위해 주로 사용되는 I/O의 속도(R(I/O))는 시간을 사용하여 다음의 식과 같이 간단하게 나타낼 수 있다.

 

I/O 시간에 대한 이해를 돕기 위해 계산을 해 보자. 두 개의 워크로드가 있다고 가정하자. 첫 번째는 랜덤 워크로드로 디스크에 4KB의 작은 읽기 요청을 발생시킨다. 두 번째는 순차 워크로드로서 헤드의 이동 없이 디스크에 연속되어 있는 여러 개의 섹터를 단순히 읽는 것이다. 랜덤과 순차 접근 패턴은 흔하기 때문에 둘 다 중요한 워크로드이다.

 

랜덤과 순차 워크로드의 성능 차이를 이해하기 위해 먼저 디스크 드라이브에 대한 몇 가지 가정을 한다. 상세 내용은 다음 그림과 같다.

 

SCSI : 고성능, SATA : 고용량

보는 바와 같이 드라이브들은 상당히 다른 특성을 가지고 있고 디스크 드라이브 시장의 두 가지 중요한 요소를 잘 요약하고 있다. 하나는 고성능 드라이브 시장으로 가능한 빠르게 회전하도록 설계되어 낮은 탐색 시간과 빠른 데이터 전송 속도를 가지고 있다. 두 번째는 용량 위주의 시장으로 바이트당 가격이 가장 중요한 측면이라서 드라이브 속도는 낮지만 주어진 공간에 가능한 많은 비트를 저장한다.

 

그림에 나타낸 드라이브 값들을 사용하여 앞에서 정리한 두 개의 워크로드가 얼마나 잘 동작하는 지를 계산해 볼 수 있다. 랜덤 워크로드의 경우 다음과 같다.

 

Cheetah (SCSI)

Barracuda (SATA)

이 계산을 통해 랜덤 워크로드에서 두 드라이브에 대한 평균 전송 속도를 구할 수 있었다. 계산 결과를 살펴보면 SCSI가 SATA에 비해 두 배 이상 빠르다는 것을 알 수 있다. 

 

이제 순차 워크로드를 살펴보자. 

 

Cheetah (SCSI)

Barracuda (SATA)

계산 결과를 살펴보면 서로 전송속도에 큰 차이가 없는 것을 볼 수가 있다. 두 프로세스의 계산 결과를 최종적으로 요약하면 다음 그림과 같다.

 

이것을 통해 몇 가지 중요 사실을 알 수 있다. 첫 번째 가장 중요한 사실은 랜덤 워크로드와 순차 워크로드의 드라이브 간 성능 차이가 크다는 것이다. Cheetah의 경우 200배 이상 차이나고, Barracuda의 경우는 300배 이상 차이가 난다. 

 

두 번째는 좀 미묘한데 "성능" 위주의 드라이브와 "저사양" 용량 위주의 드라이브 간의 성능 차이가 상당히 크다는 것이다. 이러한 이유로 전자를 위해서는 비싼 돈을 들이는 데에 주저하지 않으면서도 후자를 구하기 위해서는 가능한 싸게 사려고 한다. 

 

디스크 스케줄링

I/O의 비용이 크기 때문에 역사적으로 운영체제는 디스크에게 요청되는 I/O의 순서를 결정하는 데에 중요 역할을 담당했다. 구체적으로 I/O 요청이 주어졌을 때 디스크 스케줄러는 요청을 조사하여 다음에 어떤 I/O를 처리할지 결정하였다.

 

각 작업의 길이가 얼마나 될지 알수 없는 작업 스케줄링과 다르게 디스크 스케줄링의 경우에는, 디스크 요청 작업이 얼마나 길지를 꽤 정확히 예측할 수 있다. 요청의 탐색과 회전 지연의 정도를 예측하면 각 요청이 얼마나 오래 걸릴지 디스크 스케줄러가 알 수 있기 때문에 처리할 수 있는 가장 빠른 요청을 선택할 수 있다. 이와 같이 디스크 스케줄러는 SJF(Shortest Job First, 짧은 작업 우선)의 원칙을 따르려고 노력한다.

 

SSTF : 최단 탐색 시간 우선

초기의 디스크 스케줄링 접근 방법은 최단 탐색 시간 우선(Shortest-Seek-Time-First, SSTF)을 사용하였다. (또는 SSF라고도 불리운다) SSTF는 트랙을 기준으로 I/O 요청 큐를 정렬하여 가장 가까운 트랙의 요청이 우선 처리되도록 한다. 예를 들어 현재 헤드의 위치가 안쪽 트랙에 위치해 있다고 하자. 이때에 가운데 있는 트랙의 섹터 21번과 바깥 측의 섹터 2번에 대한 요청을 받으면, 21번 요청을 먼저 처리하고 완료되기를 기다렸다가 요청 2번을 처리한다.

 

이 예제의 경우 SSTF는 중간의 트랙으로 탐색했다가 바깥 측 트랙을 탐색하기 때문에 잘 동작한다. 하지만 다음과 같은 이유로 SSTF는 만병통치약이 아니다. 첫째로 드라이브 구조는 호스트 운영체제에게 공개되어 있지 않으며 운영체제는 그저 블럭들의 배열로만 인식된다. 이 문제는 쉽게 해결이 가능하다. 운영체제는 SSTF를 사용하는 대신 가장 가까운 블럭 우선(Nearest-Block-First, NBF) 방식을 사용하면 된다. 이 방식은 가장 가까운 블럭 주소에 접근하는 요청을 다음에 처리하도록 스케줄한다.

 

두 번째는 더 중요한 문제인데, 바로 기아 현상이다. 위의 예제에서 현재 헤드가 위치하고 있는 안쪽 트랙에만 지속적으로 요청이 발생되는 상황을 생각해 보자. SSTF 방식에서는 다른 트랙에 있는 요청들을 완전히 무시될 것이다. 이러한 기아 현상은 어떻게 처리해야 할까?

 

엘리베이터(SCAN 또는 C-SCAN)

최초에는 SCAN이라 불렸던 이 알고리즘은 트랙의 순서에 따라 디스크를 앞뒤로 가로지르며 요청을 서비스한다. 디스크를 한번 가로지르는 것을 스위프(sweep)라고 부르자. 어떤 요청이 이번 스위프에 이미 지나간 트랙에 대해 들어온다면 바로 처리되지 않고 다음번 스위프에(반대 방향으로) 처리되도록 큐에서 대기한다.

 

SCAN

SCAN은 몇 가지 변종이 있는데 모두가 비슷하게 동작한다. 예를 들면 스위프 하는 동안에는 큐를 동결시키는 F-SCAN이라는 방법이 있다. 디스크를 스위프 하는 동안에는 새로운 요청이 도착하면 다음 번 서비스될 큐에 삽입한다. 이와 같이 현재 요청과 가까이 있지만 늦게 도착한 요청들의 처리를 지연시켜 멀리 떨어져 있는 요청에 대한 기아 현상을 없앴다. 

 

F-SCAN

C-SCAN은 또 다른 일반적인 변종으로 Circular SCAN의 약자이다. 디스크를 한 방향으로 스위프 하는 대신 이 알고리즘은 밖에서 안으로 그리고 다시 안에서 밖으로 스위프 한다.

 

C-SCAN

이 SCAN 알고리즘(과 변종들)은 현재 위치와 가까운 층 위주로 이동하는 것이 아니라 위로 또는 아래로 이동하는 엘리베이터와 같다 하여 엘리베이터 알고리즘이라고 불린다. 예를 들어 10층에서 1층으로 내려가고 있는 중에 3층에서 탄 사람이 4층을 눌렀고 4층이 1층보다 가깝다는 이유로 위로 올라가면 얼마나 짜증 나겠는가. 이와 같이 엘리베이터 알고리즘을 실제 생활에 적용하면 엘리베이터 안에서 일어날 수 있는 싸움을 예방할 수 있다.

 

하지만 불행하게도 SCAN과 그와 유사한 기법들은 최고의 스케줄링 기술을 의미하지 않는다. 그 이유는 SCAN 방식은 SJF의 원칙을 지키기 위해 최선을 다하지 않기 때문이다. 즉 이 기법들은 회전을 무시한다. 그럼 디스크 회전 비용을 고려하려면 어떻게 해야 할까?

 

SPTF : 최단 위치 잡기 우선

최단 위치 잡기 우선(Shortest Positioning Time First, SPTF) 스케줄링을 논의하기 전에 문제 자체를 제대로 이해하고 넘어가자.

 

이 예에서는 헤드가 현재 가장 안쪽의 트랙의 섹터 30번 위에 위치해있다. 스케줄러는 다음의 요청을 처리하기 위해 중간 트랙의 섹터 16번으로 이동할지 바깥 트랙의 섹터 8번으로 이동할지 결정해야 한다. 다음의 차례는 어떤 것이 되어야 할까?

 

이는 상황에 따라 다르다. 왜냐하면 이런 문제는 보통 절충선을 정하는 것이 중요하기 때문이다. 왜 상황에 따라 다른지를 이해하는 것이 중요하다.

 

여기서 상황에 의존적인 이유는 탐색에 걸리는 시간과 회전에 걸리는 시간이 다르기 때문이다. 이 예제에서 탐색 시간이 회전 지연보다 더 크다면 SSTF는 잘 동작한다. 하지만 탐색이 회전보다 훨씬 빠르면, 더 먼 탐색을 통해 바깥 트랙에 있는 8번 요청을 먼저 처리하는 것이 짧게 탐색하여 가까운 중간의 트랙으로 이동한 후 16번 요청을 처리하는 것보다 낫다. 왜냐하면 16번 섹터가 디스크 헤드 아래를 지나가려면 거의 한 바퀴를 다 돌아야 하기 때문이다. 

 

현대 드라이브들은 앞서 본 것과 같이 탐색과 회전이 거의 비슷하다. 따라서 SPTF가 유용하고 성능을 개선시킬 수 있다. 하지만 트랙의 경계가 어디인지 현재 디스크 헤드가 어디에 있는지를 정확히 알 수 없기 때문에 운영체제에서 이것을 구현하기는 매우 어렵다. 그러므로 SPTF는 아래에서 설명한 것처럼 드라이브 내부에서 실행된다.

 

다른 스케줄링 쟁점들

기본적인 디스크 동작, 그리고 스케줄링과 관련된 주제에 대해 논의할 때 하지 않은 여러 많은 쟁점들이 있다. 그 쟁점 중 하나는 "디스크 스케줄링은 현대 시스템에서 어느 부분이 담당해야 하는가?"이다. 예전 시스템의 경우 모든 스케줄을 운영체제에서 결정했다. 대기 중인 요청들의 집합을 살펴보고 운영체제가 최선의 요청을 선택하여 디스크에게 명령을 내렸다. 요청 처리가 완료되면 다음 요청을 다시 선택하는 식이다. 

 

현대 시스템에서 디스크는 대기 중인 여러 개의 요청들을 수용할 수 있으며 복잡한 내부 스케줄러를 자체적으로 갖고 있다. (이 스케줄러는 디스크 컨트롤러 내부에 있기 때문에 헤드의 정확한 위치도 알 수 있을 뿐만 아니라 그 외에 필요한 정보도 알 수 있다. 그래서 SPTF 방식을 정밀하게 구현할 수 있다) 그렇기 때문에 운영체제의 스케줄러는 최선이라고 보이는 몇 개의 요청을 선택하여 모두 디스크에 내려 보낸다. 디스크는 상세한 트랙 배치 정보와 헤드의 위치에 대한 내부 지식을 사용하여 최선의 (SPTF) 순서로 정렬한다. 

 

디스크 스케줄러가 수행하는 중요한 또 다른 관련 작업은 I/O 병합(I/O merging)이다. 

 

그림에서 처럼 블럭 33번, 8번, 그리고 34번을 읽는 연속된 요청이 있다고 하자. 그런 경우라면 스케줄러는 블럭 33번과 34번 요청을 병합하여 두 블럭 길이의 요청으로 만든다. 병합된 요청을 반영하기 위하여 스케줄러는 해당 요청들을 재배치한다. 디스크로 내려보내는 요청의 개수를 줄이면 오버헤드를 줄일 수 있기 때문에 운영체제에서 병합은 특히 중요하다.

 

SSD

최근에 하드 디스크 드라이브보다 빠른 영구 저장장치를 많이 사용하고 있는데, 바로 SSD(Solid State Drive) 이다. SSD는 반도체 메모리에 데이터를 기록한다. HDD보다 훨씬 가볍고, 충격에 강하며, 전기도 덜먹는다. 가장 눈에 띄는 장점은 HDD에 비교해서 매우 빠르다.(하지만 RAM보다는 느리다) 왜냐하면 위치와 관계 없이 모든 섹터의 접근시간이 같기 때문이다. 또한 전원을 꺼도 데이터가 날아가지 않는다.