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07 : Address Spaces

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2023/04/11

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rookie

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not started

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2023/03/23

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Early Systems

Multiprogramming and Time Sharing

Main Quest : How to Virtualize Memory

Assumption

Example

Dynamic Relocation

Summary : Hardware Support

Early Systems

0부터 맥스까지 물리 메모리가 있다고 가정하자.

낮은번지에는 OS를 올리고 그 이후에는 응용 프로세스가 실행할 수 있는 메모리 영역으로 할당할 수 있을 것이다.

•

이 경우에는 전체 메모리를 하나의 프로세스를 실행시키기 위해서만 사용하겠다는 의미일 것이다.

•

멀티 프로세스를 돌리는 환경과는 잘 맞지 않는 것이다.

이와 같이 하나의 프로세스를 다 돌린 이후 다음 프로세스를 돌리는 방식을 batched job이라고 한다.

Multiprogramming and Time Sharing

시간이 흐르며 IO기반의 인터랙티브 소프트웨어가 등장하면서 Early System의 구조로써는 CPU의 활용도가 낮아지는 문제점이 생기게 된다.

또한 성능 지표들의 관점으로 봤을 때도 다양한 소프트웨어들을 위해 좋은 성능을 제공해주지 못했다.

Multiprogramming

여러 프로세스들이 동시에 메모리에 적재되어 실행되는 환경을 이야기 한다.

여러 프로세스들이 동시에 돌고 있기 때문에 한정된 자원을 분배해주기 위한 Time Sharing 기법이 필요하게 되었다. (Round Robin ,CFS 등등)

•

각 프로세스별로 고정된 크기의 슬롯을 가지는 구조.

•

Context Switch가 일어날 때 원래 실행한 프로세스의 메모리와 다음 실행할 프로세스의 메모리를 교체하기 위한 Fast Accessible Memory 공간을 확보할 수 있다.

◦

Early Systems는 메모리에 저장할 수 없으므로 Disk에 메모리 내용을 저장해야 하므로, Context Switch 오버헤드가 커질 수 밖에 없다.

•

다만 다음과 같은 슬롯제는 요즘은 사용하지 않는 추세

◦

각 프로세스가 사용할 수 있는 물리메모리가 작게 한정되어 실제 메모리 성능을 최대한 내기 힘들다.

◦

Protection Issue : 서로 다른 프로세스를 위한 내용이 물리메모리에 공존하는데, 한 프로세스가 다른 프로세스의 내용에 접근하지 못해야한다.

Address Spaces

응용프로그램은 어느 곳에 할당되서 실행될지 모르더라도 항상 일정 양만큼 주소가 할당됨이 보장되고, 그 안에 프로그램 코드와 힙, 스택이

두 가지 Abstraction을 제공

•

어느 슬롯에 있던 0~64kb까지 접근할 수 있는 Transparency

•

그 외의 공간에 접근할 수 없는 Protection

Virtual Memory

우리 운영체제의 Address Space의 특징

•

상당히 큰 어드레스 스페이스가 있다고 가정(32bit : 2^32바이트 VA space, 64bit : 2^64바이트 VA space)하고 각 프로세스에 그만큼 할당되어있음.

Transparency

•

VA는 각각의 개인 공간을 가지며 그 공간을 독점해서 사용할 수 있음을 보장함.

Efficiency

•

Time : 프로그램이 느려지지 않아야 함. 오버헤드가 너무 크지 않아야 함.

•

Space : 메모리 가상화를 위한 자료구조를 구현하는 부분이 너무 커지지 않아야 함.

Protection

•

프로세스간의 독립

Virtual Address

#include <stdio.h>
#include <stdlib.h>

int main(int argc, char *argv[]){

		printf("location of code : %p\n", (void *) main); //해당 함수가 구현되어있는 시작주소
		printf("location of heap : %p\n", (void *) malloc(1));//malloc함수를 부를때 return되는 메모리 영역에 대한 주소
		int x = 3;
		printf("location of stack : %p\n", (void *) &x);//local variable이 stack에 할당. -> 모든 local var이 stack에 할당되지는 않으나 주소가 반드시 필요한 경우 stack에 저장됨.

		return x;
}
Assembly
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result

location of code : 0x1095afe50
location of heap : 0x1096008c0
location of stack : 0x7fff691aea64
Assembly
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Type of Memory

Stack

•

함수가 호출되거나 local var을 할당해야할 때 컴파일러가 조작하도록 되어있음.

•

함수를 호출하고 반환될때 내부적으로 스택을 조작하기 위한 어셈블리 코드를 컴파일러가 넣어줌.

•

응용프로그램 입장에서는 명시적 조작이 아닌 컴파일러에 의해 implicitly managed된다.

Heap

•

명시적인 메모리 할당을 통해서 힙에 메모리가 할당됨.

Memory API

void *malloc(size_t size)
C
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•

라이브러리 콜(시스템 콜이 아니다!)

◦

힙의 메모리 풀이 유동적이므로 시스템 콜 

•

메모리 할당을 하기 위한 진짜 시스템 콜은 다음과 같다.

◦

brk

◦

sbrk

•

malloc함수를 원하는 형태로 알고리즘을 새로 구현할 수 있다.

◦

물론 brk와 sbrk를 사용해야함.

void free(void *)
C
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•

라이브러리 콜

Common Errors

•

메모리 할당을 잊는 경우

◦

Segmentation fault

char *src = “hello”;
char *dst; //oops! unallocated -> garbage value
strcpy(dst, src); //segfault and die
C
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char *src = “hello”;
char *dst = (char *)malloc(strlen(src) + 1 );
strcpy(dst, src); //work properly
C
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Main Quest : How to Virtualize Memory

각각의 프로세스는 자신의 Address space는 개인적인 공간으로 보장해주고, 그 어드레스 스페이스를 어떻게 넉넉하게 만들어줄 수 있는가?

어떻게 효율적인 메모리 가상화를 구축할 수 있을까? 프로그램이 필요로 하는 유연성을 어떻게 제공하는가? 프로그램이 접근할 수 있는 메모리의 위치에 대한 제어를 어떻게 유지하는가? 메모리 접근을 어떻게 적절히 제한하는가?

우리가 다룰 기법은 하드웨어 주소 변환(hardware-based address translation) 혹은 그냥 주소변환(address translation)

주소변환을 통해 하드웨어는 가상주를 물리주소로 변환한다.

프로그램의 모든 메모리 참조를 실제 메모리 위치로 재지정하기 위해 하드웨어가 주소를 변환한다.

하드웨어만으로는 메모리의 가상화를 구현할 수 없다. 운영체제의 도움이 늘 있어야 한다.

메모리의 빈 공간과 그렇지 않은 곳을 항상 파악해야하고, 이를 제어할 줄 알아야 한다.

즉 우리의 목표는 다음과 같다.

모든 프로그램이 자신의 전용 메모리를 소유하고 그 안에 자신의 코드와 데이터가 있다는 환상을 만든다.

Assumption

당분간 사용자 주소 공간은 물리 메모리에 연속적으로 배치되어야 한다고 가정한다.

논의를 단순화하기 위해 주소공간의 크기가 너무 크지 않다고 가정한다.

주소 공간은 물리 메모리 사이즈보다 작으며 각 주소의 크기는 같다고 가정한다.

스케쥴링과 마찬가지로 이 가정을 해금해나갈 것이다.

Example

void func(){
		int x = 3000;
		x = x + 3; //우리가 관심있는 코드
C
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메모리에 값을 탑재하고, 3을 증가시키고, 다시 메모리에 저장하는 짧은 코드다.

컴파일러는 다음과 같이 어셈블리 코드로 변환할 것이다.

movl 0x0(\%ebx), \%eax ; 0+ebx를 eax에 저장
addl \$0x03 \$eax ; eax 레지스터에 3을 더한다.
movl \%eax 0x0(\%ebx) ; eax를 다시 메모리에 저장.
Assembly
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x의 주소는 eax레지스터에 들어있다고 가정하고, 이 레지스터의 값을 movl로 범용 레지스터에 넣는다.

메모리적인 측면에서 이를 다시 바라보도록 하자.

instruction코드는 상단 128부터 차례대로 위치해있다.

변수 x의 값은 주소 15KB(스택)에 위치한다.

그림에서 x의 초기 값은 3000이다.

위 명령어가 실행되면 프로세스이 관점에서 다음과 같은 메모리 접근이 일어난다.

주소 128의 명령어를 반입

이 명령어를 실행(주소 15KB에서 탑재)

주소 132의 명령어를 반입

이 명령어 실행(메모리 참조 없음)

주소 135의 명령어를 반입

이 명령어 실행(15KB에 저장)

프로그램 관점에서 주소공간은 주소 0부터 최대 16KB까지다. 프로그램이 생성하는 모든 메모리 참조는 이 범위 내에 있어야 한다.

그럼 프로세스를 물리 메모리 주소 0이 아닌 곳에 위치시키려면 어떻게 해야할까?

정답! 슬롯제로 운영하면 된다! 각 슬롯당 프로세스에 있는 메모리를 꽂으면 된다.

마치 2000년대 초반에 있던 비디오게임의 메모리카드와 유사함.

Dynamic Relocation

하드웨어 기반 주소 변환을 이해하기 위해 먼저 첫번째 사례를 설명해야한다.

50’s 후반에 시분할 컴퓨터가 등장하면서 베이스와 바운드(base and bound)라는 아이디어가 등장했다. 또한 이 기술은 동적 재배치라고도 불린다.

베이스와 바운드는 각각 대응하는 레지스터가 존재하며, 다음과 같은 효과를 가지고 있다.

•

베이스 레지스터 : 자신이 원하는 위치에 주소공간을 배치할 수 있게 한다.

•

바운드 레지스터 : 프로세스가 다른 주소공간에 침범하는 것을 막는다.

위 예에서 운영체제는 프로세스를 물리주소 32KB에 저장하기로 결정하고 베이스 레지스터를 이 값으로 설정한다.

프로세스가 실행되면서 다음과 같은 일이 발생한다.

physical address - virtual address + base
Assembly
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프로세스가 생성하는 메모리는 가상주소다!

하드웨어는 베이스 레지스터의 내용을 이 주소에 더해 최종 물리 주소를 생성한다.

이전 코드를 다시 참조해보자.

128: movl 0x0(%ebx), %eax
Assembly
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프로그램 카운터(PC)는 128로 설정된다. 하드웨어가 이 명령어를 반입할 때 먼저 PC 값을 베이스 레지스터의 값 32KB에 더해 32896을 만든다.

가상주소에서 물리주소로의 변환이 실행 시에 일어나고, 프로세스가 실행을 시작한 이후에도 주소 공간을 이동할 수 있기 때문에 동적 재배치라고 불리는 것이다.

Summary : Hardware Support

Old Version of Address Translation

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