Memory Addressing
2014년 2학기 시스템 프로그래밍 시험 공부

2014. 11. 26

시스템 프로그래밍 시험 공부하면서 정리한 내용이다. 내용 갱신은 없을 예정이다.

Memroy Addressing (Intel x86)

논리 주소 (Logical Address)
- 명령어나 데이터를 참조할때 사용하는 주소
- 세그먼트 + 오프셋
선형 주소 (Linear Address)
- 32bit unsigned integer, 4GB
- 가상 주소 (Virtual Address)
- 0x00000000 ~ 0xffffffff
물리 주소 (Physical Address)
- 메모리칩 안의 메모리셀에 접근할때 사용하는 주소
논리 주소 => 세그멘테이션 유닛 => 선형 주소 => 페이징 유닛 => 물리 주소

리눅스는 세그멘테이션을 매우 제한된 방법으로만 사용
- 최소한의 접근법
- 세그멘테이션이 유명하지 않고 복잡하기 때문
리눅스는 세그멘테이션 대신 페이징을 사용
- 간단한 메모리 관리
  - 모든 프로세스가 같은 세그먼트 레지스터 값을 사용하면 메모리 관리가 간단한다
  - 모든 프로세스가 선형 주소를 공유
- 이식성
  - 리눅스는 많은 아키텍쳐에서 돌아갈 정도로 이식성이 좋아야한다
  - 일부 RISC는 세그멘테이션을 제한적으로 지원
리눅스는 세그멘테이션을 필요할때만 사용
- 모든 프로세스는 같은 논리 주소를 사용
- 따라서 세그먼트의 총 갯수는 제한됨
- 따라서 모든 세그먼트를 Global Descriptor Table(GDT)에 저장하는 것이 가능
  - LDT는 커널에서 사용하지 않는다
리눅스에서 쓰는 세그먼트
- 커널모드, 유저모드에 대해 같은 세그먼트 쌍을 이용
- __KERNEL_CS, __KERNEL_DS, __USER_CS, __USER_DS
etc
- 각각의 프로세서 별로 Task State Segment(TSS) 세그먼트
  - 프로세스를 위해서 hardware context에 저장
- 기본 LDT 세그먼트는 모든 프로세스에서 공유

386 이상부터 지원
CR0 레지스터의 PG bit를 설정해서 활성화
2-level 페이지 하드웨어
- 페이지 디렉토리 : 페이지 테이블의 물리주소 (CR3 레지스터)
- 페이지 테이블 : 페이지의 물리주소
페이지유닛 (Paging unit)은 선형주소를 물리주소로 바꾼다.
- 접근 권한 검사 (페이지에 접근할 권한이 있는가?)
- 실패시 page fault exception 발생시킴
페이지
- 선형 주소는 고정 크기의 구간으로 그룹화 되어있다.
- 페이지 안의 연속적인 선형주소는 연속적인 물리주소로 매핑된다.
- 페이지 프레임 (물리메모리)는 1페이지 크기

Page Table
- 선형주소를 물리주소로 매핑하는 자료구조
- 페이지 크기 : 4KB
선형 주소 : 32 bit
- 디렉토리 : 10
- 테이블 : 10
- 오프셋 : 12 bit (4KB page)
- 1024 * 1024 * 4096 = 4GB
2-Level 페이징
- 페이지 디렉토리
- 페이지 테이블
최대 페이지 테이블 수 : 1025
- 1 페이지 디렉토리
- 1024 페이지 테이블
최대 페이지 갯수
- 2 ** 20

펜티엄부터는 4MB 페이지 프레임을 허용
- 페이지 테이블 조회하는 오버헤드 없다.
- 크고 아름다운 연속적인 물리구역 사용.
32 bit 선형 주소
- 디렉토리 : 10
- 오프셋 : 22 (2**22 = 4MB)
- 페이지 디렉토리 엔트리의 Page Size가 설정되어 있어야한다.
시스템에 존재하는 페이지 테이블 == 1개의 페이지 디렉토리

64-bit 아키텍쳐에서 사용
고려 사항
- 페이지 크기 : 큰 페이지 크기가 합리적인가?
  - 페이지 크기가 커지면 swapping할때 오버헤드 발생. 왜냐하면 스왑은 페이지 단위
- N-level
  - level가 깊어진다 -> 테이블 접근 부하 -> 성능 낮아짐
예제 : Alpha processor (64 bit)
- 페이지 프레임 : 8KB, offset = 13bit
- 43bit로 주소 표현, 최대 8TB
- 10 + 10 + 10 + 13

2-Level 페이징 하드웨어에서 4-레벨 페이징을 사용하는 경우는 다음과 같이 처리한다.

Page Upper Directory, Page Middle Directory를 제거
- 두 항목을 0으로 채운다
포인터에서 Page Upper Directory, Page Middle Directory의 위치는 변하지 않는다
- 따라서 32비트, 64비트에 상관없이 같은 코드를 쓸 수 있다.
커널은 Page Upper Directory, Page Middle Directory의 내부의 엔트리 갯수를 1개로 설정한다. 두개의 엔트리는 적절한 Page Global Direcotry의 엔트리로 매핑된다.

페이지 주소를 얻기 위한 4-레벨의 테이블 접근
1. Page Global Directory
2. Page Upper Directory
3. Page Middle Directory
4. Page Table
5. Page
페이지 테이블 관련 자료구조
- pgd_t, pud_t, pmd_t, pte_t
페이지 테이블 pte_t : include/asm-i386/pgtable.h
- 각각의 항목 = 32 비트 정수
- fields : 20비트 주소 + 각종 플래그
페이지 테이블 함수
- 페이지 테이블 할당/해제
- pte_*() macro : include/asm-i386/pgtable.h
페이지 디렉토리 함수
- pgd_*(), pmd_*() macro : include/asm-i386/pgtable.h