대규모 분산 시스템을 위한 적응적 송신자 기반 메시지 로깅 및 검사점 기록 프로토콜

Ⅰ. 서 론

검사점 기록 기반 복귀회복 기법은 여러 개의 프로세스들로 구성된 분산시스템을 위한 결함포용성을 제공하는 잘 알려진 경량의 도구이다[1]. 초창기에 개발된 두 종류의 기법은 비조정형 검사점 기록(Uncoordinated checkpointing)과 조정형 검사점 기록(Coordinated checkpointing) 기법이다[2]. 조정형 기법은 검사점을 취할 때마다 전역 검사점(Global checkpoint)의 일관성을 보장함으로써 정상 수행 시 발생하는 비용이 높으나, 회복 과정이 간단하고 연속적인 복귀(Cascading rollback)[1]가 발생하지 않는다.

반면 비조정형 기법은 각 프로세스가 검사점 취할 때 전역 검사점 일관성을 위한 다른 프로세스와의 동기화가 필요 없어 정상 수행 시 발생 비용이 적으나, 회복 시 복귀할 일관된 전역 검사점 검색 시간 및 비용이 높고 도미노 현상(Domino effect)[2]이 발생할 수 있다. 이후 이들의 장단점을 보완하기 위해 통신 유도 검사점 기록(Communication-induced checkpointing) 기법이 개발되었다[1]-[5]. 이는 이미 독립적으로 취해진 기본 검사점(Basic checkpoint)이 해당 프로세스 고장 시 하나 이상의 일관된 전역 검사점에 포함되어 필요 없지 않도록 강제적 검사점(Forced checkpoint)을 취하면서 검사점 기록에 대한 베스트-에포트(Best-effort) 자취성을 가진다.

이 기법에 대한 대부분의 이전 연구들은 강제적 검사점 수를 최소화하려는 궁긍적 목표를 달성하기 위해 진행되어왔다. 대표적으로 HMNR 프로토콜[2]은 각 송신 메시지 내에 제어 정보 벡터를 포함시켜 이를 이용하여 불필요한 강제적 검사점 수를 가능한 줄이고자 하였다. 그 이후 게으른 인덱싱(Lazy indexing) 기법을 사용하여 일부 특정한 경우에 발생할 수 있는 많은 강제적 검사점 수를 줄일 수 있는 개선된 HMNR 프로토콜 LazyHMNR[3]이 제안되었다. 그러나 이러한 HMNR 계열 프로토콜에서도 한 애플리케이션 수행 시 각 프로세스가 취하는 추가적인 강제적 검사점 수가 평균적으로 기본 검사점 수의 두 배 이상이 될 수 있다[1].

기존 프로토콜의 이러한 성능적 한계는 다음과 같이 두 가지 문제점에 기인한다. 첫 번째로 이들은 메시지를 수신하는 각 프로세스가 비인과형(Non-causal) Z-경로[1]에 대한 충분한 관련 정보를 신속하게 얻기 어렵다. 두 번째로 메시지를 수신한 각 프로세스가 해당 메시지 송신자에 대한 회복가능성을 알 수 없다. 최근에 이러한 문제점을 각각 해결하여 강제적 검사점 수를 상당히 줄일 수 있는 두 개의 상호보완적인 통신 유도 검사점 기록 프로토콜이 개발되었다. 첫 번째 프로토콜[4]은 메시지를 송신한 각 프로세스가 추가 메시지 발생 없이 기존 기법들에 비해 메시지 수신자의 최신 타임스탬프 값을 보다 이른 시점에 알 수 있도록 하는 개선된 송신자 기반 메시지 로깅(Sender-based message logging) 기법을 포함한다. 두 번째 프로토콜[5]은 각 수신자가 메시지 송신자의 회복가능성을 확인할 수 있게 함으로써 부분 결정적(PWD, PieceWise-Deterministic) 모델을 가정하지 않고 메시지 로깅을 활용할 수 있다.

본 논문에서는 이러한 두 프로토콜의 주요 비용경감기법들을 결합하여 어떠한 필요 없는 기본 검사점도 허용하지 않으며 그 비용을 크게 떨어뜨릴 수 있는 효율적인 프로토콜을 제안한다.

Ⅱ. 관련연구

FINE 프로토콜[6]은 HMNR 프로토콜이 보유한 변수만으로 완화된 검사점 일관성 조건을 적용하여 HMNR보다 적은 수의 강제적 검사점을 취할 수 있게 개발되었다. 또한 LazyFINE 프로토콜[7]은 게으른 인덱싱 기법을 FINE에 적용하여 일부 프로세스들의 타임스탬프 값의 빠른 증가를 억제함으로써 불필요한 강제적 검사점 수를 줄일 수 있다. 그러나 이후 문헌에서 두 프로토콜은 모두 Z-일관성 타임스탬핑 규칙을 준수하지 못할 수 있다는 것이 증명되었다[1]. 즉, 이미 취해진 기본 검사점들 중 일부가 어떠한 일관된 전역 검사점 집합에도 포함되지 않아 회복 시 불필요한 기본 검사점이 될 수 있다.

MP 프로토콜[8]은 HMNR을 분산 DBMS에 적합하게 변형한 것으로 완전 커밋 트랜잭션들의 상태만을 안전한 저장소에 기록함으로써 추가적인 강제적 검사점 수를 줄일 수 있다.

VMMP 프로토콜[9]은 HMNR을 자율형 웹 서비스[10]에 적합하게 변형한 것으로 서비스 품질 파라메타와 현재 적용되는 정책에 따라 강제적 검사점 기록 여부를 결정할 수 있도록 개발되었다.

그러나 이러한 모든 프로토콜은 앞 절에서 언급한 HMNR의 성능적 한계를 동일하게 내포하고 있다.

Ⅲ. 제안 프로로콜

본 논문에서 제안하는 통신 유도 검사점 기록 프로토콜 SynergyCIC는 HMNR 계열 프로토콜에 비해 추가적인 애플리케이션 메시지 발생비용 없이 다음과 같은 특징을 보유하도록 설계하였다:

• 1. 메시지 수신으로 인해 이미 취해진 임의의 기본 검사점이 어떠한 일관된 전역 검사점에 포함되지 않을 수 있는 경우에 강제적 검사점을 취한다.
• 2. 하나의 메시지 송신자가 해당 메시지에 대한 송신자 기반 메시지 로깅과정에서 수신자의 현재 타임스탬프 값을 수집하게 한다.
• 3. 송신자 기반 메시지 로깅을 포함하고 있지만 PWD 모델에 대한 제약을 받지 않게 한다.
• 4. HMNR과 LazyHMNR이 하나의 메시지를 수신한 프로세스가 강제적 검사점을 취해야 한다고 결정하는 경우에 대해서도, 그 메시지 생성 직전의 송신자 상태가 회복 가능한 것으로 식별된다면 강제적 검사점을 취하지 않는다.

먼저, 특징 1을 만족하기 위해 HMNR(LazyHMNR 포함) 프로토콜에서 정의한 다음과 같은 동일한 변수를 포함한다.

• ⦁ ts_p: 프로세스 p의 현재의 타임스탬프 값을 유지하는 변수이다. 초기값은 0이며 p가 검사점을 취할 때마다 이 변수 값은 1씩 증가하고, 해당 검사점의 타임스탬프 값으로 설정된다. 각 메시지 m이 송신 될 때, 이 변수 값은 m에 포함되어 전달된다. p가 메시지 m'을 수신할 때 (ts_p<m'.ts)이면 ts_p를 m'.ts로 갱신한다.
• ⦁ greater_p: p가 알고 있는 q의 타임스탬프 최근 값이 ts_p보다 작은가('T')를 나타내기 위한 부울형 변수 greater_p[q]로 구성된 벡터이다. greater_p[p]는 'F'로, ∀q(p≠q):greater_p[q]는 'T'로 초기화된다. p가 검사점을 취할 때마다 ∀q(p≠q):greater_p[q]는 'T'로 재설정된다. p가 메시지 m을 송신할 때, 이 벡터는 m에 포함되어 전달된다. p가 m'을 수신할 때 (ts_p<m'.ts)이면 ∀q(p≠q):greater_p[q]를 m'.greater[q]로 갱신한다. 만약 (ts_p=m'.ts)이면 ∀q(p≠q): greater_p[q]를 (greater_p[q]∧m'.greater[q])로 갱신한다.
• ⦁ sent_to_p: p로부터 q로의 비인과형 Z-경로를 감지하기 위한 부울형 변수 sent_to_p[q]로 구성된 벡터이다. ∀q:sent_to_p[q]는 'F'로 초기화되고, p가 최신 검사점을 취한 직후 q에게 첫 번째 메시지를 송신한다면 'T'로 설정된다. p가 검사점을 취할 때마다 ∀q(p≠q):sent_to_p[q]는 'F'로 재설정된다. p가 메시지 m'을 수신할 때 sent_to_p[q]가 'T'인 어떤 q가 존재한다면, p의 최신 검사점으로부터 q를 거쳐 m'에 이르는 비인과형 Z-경로[1]가 있다는 것을 의미한다. 이때 조건 C1:∃q(1≤q≤n):sent_to_p[q]∧m'.greater[q]∧(m'.ts>ts_p))을 만족한다면, 그 비인과형 Z-경로가 하나 이상의 Z-사이클[1]을 포함할 수 있다는 것을 의미한다. 이 경우 p는 강제적 검사점을 취하여 특징 1을 만족시킨다.
• ⦁ ckpt_p: p가 알고 있는 q의 현재까지 검사점 기록 수를 저장하는 변수 ckpt_p[q]로 구성된 벡터이다. ∀q:ckpt_p[q]의 초기값은 0이다. p가 검사점을 취할 때마다 ckpt_p[p]는 1씩 증가하고, 메시지 m을 송신할 때, 이 벡터는 m에 포함되어 전달된다. p가 m'을 수신할 때 (ckpt_p[p]=m'.ckpt[p])이면, p의 현재 검사점 이후에 p가 송신한 하나의 메시지부터 m' 수신으로 연결되는 인과형 Z-경로가 하나 이상 존재함을 의미한다. ∀q(p≠q):(ckpt_p[q]<m'.ckpt[q])이면 ckpt_p[q]가 m'.ckpt[q]로 갱신된다.
• ⦁ taken_p: p가 알고 있는 q의 최신 검사점으로부터 p의 다음 검사점에 이르는 인과형 Z-경로를 감지하기 위한 부울형 변수 taken_p[q]로 구성된 벡터이다. taken_p[p]는 'F'로 초기화되고 p가 검사점을 취할 때마다 ∀q(p≠q):taken_p[q]는 'T'로 설정된다. 메시지 m을 송신할 때, 이 변수는 m에 포함되어 전달된다. p가 m'을 수신할 때 조건 C₂:(ckpt_p[p]=m'.ckpt[p])∧m'.taken[p]='T')을 만족한다면, p의 다음 검사점으로의 인과형 Z-경로가 하나 이상의 Z-사이클을 포함한다는 의미다. 이 경우 p는 강제적 검사점을 취하여 특징 1을 만족시킨다. ∀q(p≠q):(ckpt_p[q]<m'.ckpt[q])이면 taken_p[q]←m'.taken[q]이고, ∀q(p≠q):(ckpt_p[q]=m'.ckpt[q])이면 taken_p[q] ← taken_p[q]∧m'.taken[q]이다.

따라서 SynergyCIC는 식 (1)에서 정의된 조건 C_FC를 시행함으로써 특성 1을 만족한다.

3.1 개선된 송신자 기반 메시지로깅(AdvSBML)

프로토콜 특징 2를 만족하기 위해 설계된 기법 AdvSBML은 다음과 같이 동작 한다:

• 1. 프로세스 p가 메시지 m을 다른 프로세스 q에게 송신하고자 할 때, p는 자신이 송신한 최근 메시지의 송신일련번호(SSN: Send Sequence Number) 변수 SSN_p 값을 1 증가시킨다.
• 2. p는 m의 수신자 식별자(RID) 및 SSN, 수신일련번호(RSN: Receive Sequence Number), 데이터(data)로 구성된 m을 위한 로그원소 lge_m을 자신의 휘발성 메모리에 저장한다. 이 때, m.RSN은 유효하지 않은 값 0으로 설정한다. 또한 p는 m에 (SSN_p, data, ts_p)를 포함시켜 q에게 송신한다.
• 3. q는 자신이 수신한 최근 메시지의 RSN 변수 RSN_q 값을 1 증가시킨 후 m의 RSN으로 설정한다. 이때, (ts_q<m.ts)인 경우 ts_q를 m.ts로 갱신한다. 또한 응답 제어메시지 ACK_m에 (RSN_q, ts_q)를 포함시켜 p에게 전달한다. 이후 호출되는 메시지 송신 오퍼레이션은 버퍼에 대기시킨다.
• 4. p가 ACK_m을 수신할 때, lge_m.RSN을 ACK_m.RSN으로 설정한다. 또한 ts_p < ACK_m.ts인 경우 ts_p를 ACK_m.ts로 갱신한다. 이후 확인 제어메시지 CFM_m에 ACK_m.RSN을 포함시켜 q에게 송신한다.
• 5. CFM_m을 전달받은 q는 p의 타임스탬프 값이 자신의 타임스탬프 값 이상이라고 표기한다(greater_q[p]←F). 또한 m의 수신 직후부터 다음 수신 메시지 m_α 이전까지 버퍼에 대기한 모든 메시지 송신 오퍼레이션을 실행가능하도록 한다.

AdvSBML이 기존 프로토콜보다 어떻게 강제적 검사점 수를 줄일 수 있는지를 그림 1의 예로 설명하고자 한다. 그림 1에서 p가 r로부터 m_α를 수신한 경우, m_α.ts(=4)<ts_p(=5)인 상태이다.

Fig. 1.

Example of AdvSBML omitting forced checkpointing

p는 ACK_mα에 (RSN_p, ts_p)를 포함시켜 r에게 전달한다. 이때, (ACK_mα.ts > ts_r(=4))이기에 r은 ts_r←ACK_mα.ts(=5)과 greater_r[p]←'F', greater_r[q]←'T'를 수행한다. r로부터 CFM_mα을 전달받은 p는 greater_p[r]을 'F'로 갱신한다. q가 p로부터 m₁을 수신할 때, sent_to_q[r]='T'와 m₁.ts(=5)>ts_q(=4)이지만 HMNR 계열 프로토콜과 달리 m₁.greater[r]='F'이기 때문에 C₁을 만족하지 않아 강제적 검사점을 취하지 않는다. r이 (k+1)번째 검사점 Chk_r^k+1을 취하더라도 AdvSBML에 의해 검사점의 타임스탬프 값이 6이 되어 그림 1과 같이 p와 q가 각각 m₁의 송신과 수신 이후에 취해진 Chk_pⁱ⁺¹와 Chk_q^j+1과 함께 일관적인 회복라인(Consistent recovery line)[11]을 구성하게 된다.

3.2 회복가능성 및 비결정성 확인(RNDCheck)

한 프로세스는 처음에 일정기간 동안 결정적 계산을 수행하다가 비결정적(Non-deterministic) 이벤트가 발생한 후 비결정적 수행구간으로 전환된다. 비결정적 이벤트는 크게 두 가지 즉, 로깅 가능한 형태와 불가능한 형태로 나누어진다. 첫 번째는 프로세스 회복 시 고장 전과 동일한 위치에서 재연이 가능한 이벤트이다. 이러한 예로는 메시지 수신 및 소프트웨어 인터럽트, 시그널 등이 있다. 두 번째는 프로세스 고장 시 동일하게 반복적인 수행을 지원하지 못하는 이벤트이다.

특징 3과 4를 만족하기 위해 두 번째 기법 RNDCheck를 위해 각 프로세스마다 유지해야 변수는 다음과 같다.

• ⦁ NDEvInfo_p: p가 알고 있는 q의 최근 송신 메시지의 SSN과 로깅 불가능한 비결정적 내부 이벤트 발생여부(ND)를 함께 저장하는 변수 NDEvInfo_p[q]로 구성된 벡터이다. ∀q:NDEvInfo_p[q]의 두 원소는 (0,'F')로 초기화되고, m을 송신할 때 NDEvInfo_p[p].SSN은 1 증가한 후 벡터를 m에 포함시켜 전달한다. p가 검사점을 취할 때마다 NDEvInfo_p[p].ND를 'F'로 재설정한다. p가 q로부터 메시지 m'을 수신할 때 (NDEvInfo_p[q].SSN<m'.NDEvInfo[q].SSN)이면, NDEvInfo_p[q]를 m'.NDEvInfo[q]로 갱신한다.
• ⦁ ExMod_p: p를 포함한 임의의 프로세스가 자신의 최신 검사점 이후에 최소한 하나의 로깅 불가능한 비결정적 이벤트를 수행했는지를 표기하기 위한 부울형 변수이다. 'F'로 초기화되고, m을 송신할 때 m에 포함시켜 전달한다. (ExMod_p='T')이고 ∀q:(NDEvInfo_p[q].ND='F')이면 ExMod_p를 'F'로 재설정한다.

RNDCheck는 이러한 프로세스별 변수를 활용하여 다음과 같은 방식으로 동작 한다:

• 1. 프로세스 p는 최초 검사점 Chk_p⁰를 취하고 (NDEvInfo_p[p].ND←F) 결정적 모드(ExMod_p←F)로 수행을 시작한다. p에서 임의의 로깅 불가능한 내부 이벤트가 발생한다면(NDEvInfo_p[p].ND←T), 비결정적 모드(ExMod_p←T)로 전환된다. 이후에 p가 다음 검사점 Chk_p¹을 취한다면(NDEvInfo_p[p].ND←F) 다시 결정적 모드로 전환된다(ExMod_p←F).
• 2. p가 검사점 Chk_p¹이후에 현재 비결정적 모드인 프로세스 q로부터 메시지 m을 수신한다면(m.NDEvInfo[q].ND=T, m.ExMod=T), p는 q에서 임의의 로깅 불가능한 내부 이벤트가 발생한 것으로 간주하고(NDEvInfo_p[q].ND←T) 비결정적 모드(ExMod_p←T)로 접어든다. 이후에 p가 다음 검사점 Chk_p²를 취한다 할지라도(NDEvInfo_p[p].ND←F) q의 상태가 재연 가능한 상태인지 p가 알 수 없기 때문에(NDEvInfo_p[q].ND=T) 자신의 모드를 비결정적으로 유지한다(ExMod_p=T). 만약 q가 새로운 검사점을 취하고(NDEvInfo_q[q].ND←F) 결정적 모드로 전환한 후(ExMod_q←F) 다른 메시지 m'을 p에게 전달한다면, p는 q의 상태를 갱신하고(NDEvInfo_p[q].ND←F) 자신의 모드를 결정적으로 전환한다(ExMod_p←F).
• 3. p의 검사점 기록 및 통신패턴에 따른 실행이 완료될 때까지 1∼2에서 언급한 수행모드변환규칙이 시행된다.

RNDCheck이 기존 프로토콜보다 강제적 검사점 수를 줄일 수 있는 방법을 그림 2의 예로 설명하고자 한다. 그림 2에서 세 프로세스 p, q, r의 각 검사점 (Chk_pⁱ,Chk_q^j,Chk_r^k) 직후 SSN이 a, b, c라고 가정한다. 이후 q가 r에게 m₂를 송신할 때, q의 수행모드는 결정적이고(NDEvInfo_q[q].ND=F,ExMod_q=F),NDEv Info_q[q].SSN가 1 증가하여 m₂의 SSN은 (b+1)이 된다. 또한 q는 AdvSBML의 로깅과정을 수행한다. 이때 ExMod_q과 NDEvInfo_q는 m₂에 포함되어 r에게 전달된다. r은 (ExMod_r←ExMod_r∨m₂.ExMod)를 수행하고 ∀j(j≠r):(NDEvInfor[j].SSN<m₂.NDEvInfo[j]. SSN)이면 NDEvInfor[j]를 m₂.NDEvInfo[j]로 갱신한다. p가 q에게 m₁을 송신할 때, (NDEvInfo_p[p]= (a+1,F))이고 (ExMod_p=F)이다. q가 m₁을 수신할 때, C₁=sent_to_q[r]∧m₁.greater[r]∧(m₁.ts>ts_q)=T이지만 m₁.ExMod=F이므로 q는 p가 회복 시 AdvSBML에 의해 m₁을 동일하게 재연할 수 있다는 것을 확인하고 강제적 검사점을 취하지 않는다. 이때 Chk_r^k+1는 (Chk_pⁱ,Chk_q^j)과 함께 일관적인 회복라인을 구성하게 된다.

Fig. 2.

Example of RNDCheck omitting forced checkpointing

Ⅳ. 성능평가

본 절에서는 이산이벤트 시뮬레이션 언어[12]를 사용하여 HMNR 계열 프로토콜 중 특징 1을 만족하는 현재까지 가장 효율적인 프로토콜인 LazyHMNR과 본 논문에서 제안한 프로토콜 SynergyCIC의 성능을 비교하고자 한다. 성능평가를 위한 주요 성능지표는 SynergyCIC가 발생시키는 강제적 검사점 수에 대한 LazyHMNR의 강제적 검사점 수의 비율인 ratio_NOFC이다.

시뮬레이션되는 시스템은 하나의 브로드캐스트 네트워크에 연결된 N개의 노드들로 구성되어 있다. 각 노드마다 하나의 프로세스가 수행되고, 모든 프로세스의 수행이 함께 시작되고 완료되도록 설계되었다. 한 프로세스로부터 송신되는 각 애플리케이션 메시지의 목적지는 단일 프로세스이다.

네트워크 링크 대여폭은 100Mbps이고 전송지연시간은 1ms이다. 애플리케이션 메시지 크기의 범위는 1KB∼100KB이다. 각 프로세스는 지수분포에 따라 평균 300초 간격으로 기본 검사점 기록과정을 수행한다. 또한, 각 메시지는 지수분포에 따라 평균 3초 간격으로 임의로 선택된 프로세스로부터 송신된다.

시뮬레이션을 위해 네 가지 통신패턴인 직렬형, 원형, 계층형, 불규칙형 분산애플리케이션[13]이 사용되었다.

그림 3은 한 프로세스에서 발생하는 이벤트 중 로깅 불가능한 비결정적 이벤트 비율(UND)이 20%, 40%, 60%, 80%이고 프로세스 수(NOP)의 범위가 6∼12일 때, 네 가지 통신패턴 애플리케이션 수행에 따른 각각의 ratio_NOFC에 대한 실험결과이다.

Fig. 3.

Performance evaluation results on ratioNOFC, (a) Serial, (b) Circular, (c) Hierarchical, (d) Irregular

NOP가 증가함에 따라 C₁ 혹은 C₂를 만족하는 비인과형 Z-경로들이 형성될 가능성이 비례적으로 높아지기 때문에, ratio_NOFC는 네 가지 모든 통신패턴에서 상승한다. 또한 프로세스별 로깅 불가능한 비결정적 이벤트 발생이 적을수록 LazyHMNR의 강제적 검사점 기록 비용을 크게 절감할 수 있다.

이러한 결과는 다음과 같이 두 가지로 분석된다. 첫 번째는 AdvSBML의 수행을 통해 SynergyCIC는 각 프로세스가 시작과 마지막 검사점의 타임스탬프 값을 LazyHMNR보다 신속히 획득함으로써 강제적 검사점 기록과정을 생략하는 횟수가 증가하기 때문이다. 두 번째는 프로세스마다 증가하는 결정적 수행구간에서 형성되는 C₁ 혹은 C₂를 만족하는 비인과형 Z-경로들을 RNDCheck가 식별함으로써 LazyHMNR과 달리 강제적 검사점 기록과정을 생략하는 횟수가 많아지기 때문이다.

이러한 두 기법은 통신패턴에 관계없이 강제적 검사점 수의 감소에 큰 효과가 있는 것을 알 수 있다. 다만, 불규칙형 통신패턴에서 통신의 불칙성으로 인해 Z-사이클의 형성 가능성이 수행 시마다 달라질 수 있기 때문에 그 효율성의 등락이 발생할 수 있다.

Ⅴ. 결 론

본 논문에서는 두 기법 AdvSBML과 RNDCheck을 결합하여 어떠한 필요 없는 기본 검사점도 허용하지 않으며 강제적 검사점 기록 비용을 크게 떨어뜨릴 수 있는 통신 유도 검사점 기록 프로토콜 SynergyCIC를 제안하였다.

AdvSBML은 메시지를 송신한 각 프로세스가 추가 메시지 발생 없이 기존 기법들에 비해 메시지 수신자의 최신 타임스탬프 값을 보다 이른 시점에 알 수 있게 한다. RNDCheck는 각 수신자가 메시지 송신자의 회복가능성을 확인할 수 있게 함으로써 PWD 모델을 가정하지 않고 AdvSBML을 활용할 수 있다.

시뮬레이션은 강제적 검사점 수의 측면에서 애플리케이션 통신패턴에 관계없이 최근 기법에 비해 두 기법의 시너지로부터 얻어지는 비용절감효과가 1.4배~6.2배임을 보여준다.

Acknowledgments

이 논문은 2019학년도 경기대학교 연구년 수혜로 연구되었음(과제번호: 2019-024-001).

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