[1000줄 OS 구현하기] 페이지 테이블

2025. 3. 7. 23:01ㆍCS/OS

 

 

 

페이지 테이블 | OS in 1,000 Lines

 

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앞서 “[1000줄 OS 구현하기] 프로세스”에서 간단한 멀티프로세싱을 구현해 보았다.

 

Paging으로 가상 메모리를 관리하는 기능을 학습하고 구현해 보자.

 

1. 메모리 관리와 가상 주소

 

프로그램이 메모리에 접근할 때, CPU는 지정된 가상 주소(논리 주소)를 물리 주소로 변환한다.

 

이를 주소 바인딩(Address Binding), 주소 변환이라고 한다.

 

가상 주소와 물리 주소를 매핑하는 페이지 테이블이 필요하다.

 

2. 이론

 

교안에서는 RISC-V의 페이징 메커니즘 중 하나인 Sv32를 사용했다.

 

Sv32는 2단계 page table로 구성된다.

 

구현에 앞서 가상 주소 구조와 two or Multi-level paging에 대한 이론을 정리해 보았다.

 

가. 가상 주소 구조

 

위 이미지는 가상 주소로부터 물리 주소를 찾아내는 원리를 단순하게 보여주는 그림이다.

 

페이지 테이블에서 가상 주소(page number)에 해당하는 물리 주소 값(frame number)을 찾아내는 방법이다.

 

물리 메모리에서 페이지가 들어갈 수 있는 공간을 frame이라고 한다.

 

Page table의 엔트리들이 메모리상에 연속적으로 저장되어 있기 때문에 인덱스로 사용하여 바로 접근 가능하다.

 

실제로는 TLB(Translation Lookaside Buffer)를 사용하여 캐싱한다.

 

TLB()는 가상 주소와 물리 주소의 매핑 정보를 저장하는 고속의 캐시 메모리이다.

 

자주 변환되는 주소를 캐시에 저장해 두어 메모리 접근 시간을 크게 줄일 수 있다.

 

TLB는 CPU 내부에 위치한다.

 

반면 TLB는 전체 page table 중에서 일부만 가지고 있기 때문에 인덱스로 random access가 불가능한다.

 

대신 Associative Register를 사용해서 병렬적으로 page를 검색한다.

 

TLB 장점 TLB 단점
병렬 검색. 메모리 접근 시간 단축 하드웨어 구현이 복잡하고 비쌈
높은 적중률 (Locality로 인해 80-99%의 적중률) 컨텍스트 스위칭 시 TLB 플러시 필요
멀티레벨 페이징의 오버헤드 감소 제한된 엔트리 수로 인한 용량 한계

 

나. Two-Level Page Table

 

Two-Level Page Table에서는 page table이 2개 있어서 주소 변환 시 page table을 2번 거친다.

 

Two-Level Page Table을 사용하는 주된 이유는 메모리 공간의 효율성 때문이다.

 

Single-level page table의 경우 프로세스의 전체 주소 공간에 대한 페이지 테이블 엔트리를 연속적으로 저장해야 하기 때문에 많은 메모리 공간이 필요하다.

 

인덱스로 접근하기 때문에 연속적일 필요가 있다.

 

반면 Two-level page table은 실제 사용되는 페이지 테이블 엔트리만 생성할 수 있어서 메모리를 절약할 수 있다.

 

가상 메모리의 특성상 각 프로세스마다 자신만의 가상 메모리 공간을 가지는데, 실제로 사용되는 page table entry만 생성할 수 있어서 메모리 공간을 아낄 수 있다.

 

또 여러 개의 작은 page table로 분리함으로써 모든 엔트리를 연속적으로 저장하지 않고, 여러 개의 작은 연속적인 테이블로 나눌 수 있다.

 

Two-level page table의 주소 변환 과정은 다음과 같다:

  1. CPU는 가상 주소를 생성한다. 이 주소는 2개의 page number와 page offset 하나로 구성된다.
  2. 1단계 page number을 사용해 2단계 page table의 기본 주소를 찾는다.
  3. 찾은 2단계 page table 기본 주소와 2단계 page number을 사용해 frame number를 찾는다.
  4. frame num와 offset을 조합하여 최종 물리 주소를 얻는다.

 

다. Multi-Level Page Table

 

Multilevel Paging를 사용하는 이유는 같은 맥락으로 메모리 공간을 효율적으로 사용하고 페이지 테이블의 크기를 줄이기 위해서다.

 

하지만 page 단계가 늘어날수록 메모리 접근 횟수가 늘어난다.

 

예를 들어서 4단계 페이지 테이블 사용한다면, 메모리에 접근하기 위해서 5번의 접근이 필요하다.

 

이를 극복하기 위해서 TLB를 사용해 접근 시간을 줄인다.

 

라. Vitual Memory와 가상 주소

 

가상 메모리는 보조 저장장치에 swap 영역을 설정하고 해당 영역을 메모리와 같이 사용할 수 있는 방법을 제공한다.

 

RAM과 Swap 영역에 물리 주소를 부여하고, MMU가 이 물리 주소와 프로세스의 가상 주소를 매핑하여 관리합니다.

 

이를 통해 프로그래머가 실제 물리적 메모리 구조를 신경 쓰지 않고 프로그래밍할 수 있다.

 

하지만 가상 주소도 결국엔 실제 물리 주소로 변환되어야 하며, 이 물리 주소는 32비트 시스템에서 4GB가 한계다.

 

가상 메모리를 사용해 Swap 영역을 사용해도 4GB를 넘는 주소 공간을 사용할 수 없다.

 

64비트 시스템을 사용하면 이러한 메모리 제약을 극복할 수 있다.

 

더보기

💡 가상 메모리의 크기

Q. 스왑 영역을 무한대로 추가할 수 있다?

A. 32비트 시스템에서는 최대 4GB (2^32 바이트)의 물리적 메모리 주소 공간을 가질 수 있다. 가상 메모리를 사용하더라도 결국 가상 주소는 물리 주소로 변환된다. 이에 스왑 영역을 포함한 가상 메모리 주소 공간은 4GB 한계를 넘을 수 없다.

 

Q. 프로세스마다 저마다의 가상 메모리를 가지니 프로세스를 늘리면 전체 가상메모리의 합은 무한히 커질 수 있지 않은가?

A. 논리적으론 그럴 순 있지만 의미가 없다. 결국 가상 주소는 물리 주소로 변환된다. 가상 주소에 매핑될 물리 주소는 한계가 있다. 서로 다른 가상 주소가 같은 물리 주소로 중복 매핑되는 이상한 생각을 해볼 순 있지만, 그렇다고 해서 근본적인 한계를 넘을 순 없다.

3. 구현

 

가. 페이지 테이블 구성하기

“교안에서는 RISC-V의 페이징 메커니즘 중 하나인 Sv32를 사용했다”라고 언급했다.

 

32비트 가상 주소는 1단계 페이지 테이블 인덱스(VPN[1]), 2단계 인덱스(VPN[0]), 그리고 페이지 오프셋 (offset)으로 나뉜다.

 

VPN은 Virtual Page Number을 줄임말이다.

 

총 32bit로 이루어진 메모리 주소에 VPN[1]와 VPN[0]가 10bit, offset가 12bit를 차지한다.

 

먼저 매크로부터 정의한다.

 

  • kernel.h
#define SATP_SV32 (1u << 31)
#define PAGE_V    (1 << 0)   // "Valid" 비트 (엔트리가 유효함을 의미)
#define PAGE_R    (1 << 1)   // 읽기 가능
#define PAGE_W    (1 << 2)   // 쓰기 가능
#define PAGE_X    (1 << 3)   // 실행 가능
#define PAGE_U    (1 << 4)   // 사용자 모드 접근 가능

각 매크로 정의의 비트 연산을 설명하면:

  • 1u << 31: 부호 없는 정수 1을 31비트 왼쪽으로 시프트
  • 1 << 0: 1을 0비트 왼쪽으로 시프트 (즉, 1)
  • 1 << 1: 1을 1비트 왼쪽으로 시프트 (즉, 2)
  • 1 << 2: 1을 2비트 왼쪽으로 시프트 (즉, 4)
  • 1 << 3: 1을 3비트 왼쪽으로 시프트 (즉, 8)
  • 1 << 4: 1을 4비트 왼쪽으로 시프트 (즉, 16)

 

비트는 0부터 세기 때문에 1u << 31은 32번째 비트를 의미한다.

 

SATP_SV32는 최상위 비트(31번째 비트)를 1로 설정하여 10000000 00000000 00000000 00000000와 같은 형태가 된다.

 

이렇게 각각의 비트를 다른 위치에 설정함으로써 페이지의 서로 다른 권한과 속성을 나타내는 플래그로 사용한다.

 

특히 SATP_SV32는 satp 레지스터에서 "Sv32 모드 페이징 활성화"를 나타내는 비트이다.

 

satp는 Supervisor Address Translation and Protection register의 줄임말이다.

 

Sv32 모드 페이징 활성화는 RISC-V 프로세서에서 32비트 가상 메모리 시스템을 활성화하는 설정이다.

 

이 모드가 활성화되면…

  • CPU가 생성하는 모든 메모리 주소를 가상 주소로 취급
  • 메모리 접근 시 항상 페이지 테이블을 통한 주소 변환 수행
  • 2단계 페이지 테이블을 사용하여 가상 주소를 물리 주소로 변환
  • 메모리 보호 및 접근 권한 검사 기능 활성화

 

이를 통해 프로세스 간 메모리 격리와 보안을 제공할 수 있다.

 

나. 페이지 매핑하기

void map_page(uint32_t *table1, uint32_t vaddr, paddr_t paddr, uint32_t flags) {
    if (!is_aligned(vaddr, PAGE_SIZE))
        PANIC("unaligned vaddr %x", vaddr);

    if (!is_aligned(paddr, PAGE_SIZE))
        PANIC("unaligned paddr %x", paddr);

    uint32_t vpn1 = (vaddr >> 22) & 0x3ff;
    if ((table1[vpn1] & PAGE_V) == 0) {
        // Create the non-existent 2nd level page table.
        uint32_t pt_paddr = alloc_pages(1);
        table1[vpn1] = ((pt_paddr / PAGE_SIZE) << 10) | PAGE_V;
    }

    // Set the 2nd level page table entry to map the physical page.
    uint32_t vpn0 = (vaddr >> 12) & 0x3ff;
    uint32_t *table0 = (uint32_t *) ((table1[vpn1] >> 10) * PAGE_SIZE);
    table0[vpn0] = ((paddr / PAGE_SIZE) << 10) | flags | PAGE_V;
}
  • uint32_t *table1
    : 전역 변수로 페이지 테이블을 관리하지 않고 함수 인자로 전달
    : 프로세스들이 각자의 페이지 테이블을 가질 수 있도록 하기 위함.
    : 각 프로세스는 자신만의 독립된 가상 주소 공간을 가지기 때문.

  • paddr_t
    : 물리 메모리 주소를 나타내는 타입.

  • vaddr_t
    : 가상 메모리 주소를 나타내는 타입. 표준 라이브러리의 uintptr_t에 해당.

  • is_aligned()
    : “[1000줄 OS 구현하기] C 표준 라이브러리”에서 다룬 내용.

  • uint32_t vpn1 = (vaddr >> 22) & 0x3ff;
    : 가상 주소에서 1단계 페이지 테이블 인덱스를 추출.
    : 상위 10비트를 얻기 위해 22비트 오른쪽으로 시프트.
    : 0x3ff(1023 - 11 11111111)와 AND 연산.

  • if ((table1[vpn1] & PAGE_V) == 0) {
    : 1단계 페이지 테이블 엔트리가 유효한지 확인.
    : PAGE_V 비트가 0이면 2단계 페이지 테이블이 없다는 의미.

  • uint32_t pt_paddr = alloc_pages(1);
    : 새로운 2단계 페이지 테이블을 위한 물리 메모리 페이지 할당

  • table1[vpn1] = ((pt_paddr / PAGE_SIZE) << 10) | PAGE_V;
    : 1단계 페이지 테이블 엔트리에 2단계 페이지 테이블에 관한 정보를 저장.
    : (pt_paddr / PAGE_SIZE)는 2단계 페이지 테이블이 할당받은 물리 페이지 번호를 구하는 방법.
    : 10비트 왼쪽으로 시프트하는 이유는 페이지 테이블 엔트리의 비트 레이아웃에서 물리 페이지 번호(PPN)가 상위 비트들을 차지하고, 하위 비트들은 페이지 속성 플래그(Valid, Read, Write, Execute, User 등)를 저장하기 위해 예약되어 있기 때문.
    : 유효 비트 1로 설정

  • uint32_t vpn0 = (vaddr >> 12) & 0x3ff;
    : 가상 주소에서 2단계 페이지 테이블 인덱스를 추출.
    : 중간 10비트를 얻기 위해 12비트 오른쪽으로 시프트 후 0x3ff(1023 - 11 11111111)와 AND 연산.

  • uint32_t *table0 = (uint32_t *) ((table1[vpn1] >> 10) * PAGE_SIZE);
    : table0 포인터에 2단계 페이지 테이블의 물리 주소를 계산해 저장.

  • table0[vpn0] = ((paddr / PAGE_SIZE) << 10) | flags | PAGE_V;
    : 2단계 페이지 테이블 엔트리에 frame number와 권한 정보를 저장.

 

map_page(uint32_t *table1, uint32_t vaddr, paddr_t paddr, uint32_t flags)은 호출 전에 이미 데이터가 저장될 가상 주소와 물리 주소 모두가 할당된 상태다.

 

다. 커널 메모리 영역 매핑

 

커널을 위해서도 페이지 테이블 설정해야 함.

 

교안에서는 커널 메모리 매핑을"커널의 가상 주소 == 물리 주소"로 동일하게 설정했음.

 

이렇게 하면 페이징을 활성화해도 기존의 코드는 물리 주소, 가상 주소 구분 없이 문제없이 동작한다.

 

  • kernel.ld
ENTRY(boot)

SECTIONS {
    . = 0x80200000;
    __kernel_base = .; <- 추가

커널 링커 스크립트를 수정해 커널이 사용하는 시작 주소(__kernel_base)를 정의.

 

  • kernel.h
struct process {
    int pid;
    int state;
    vaddr_t sp;
    uint32_t *page_table; // 추가
    uint8_t stack[8192];
};

(kernel.c에 있었던 것 같은데 kernel.h로 옮긴 듯)

프로세스 구조체에 1단계 page table의 주소를 저장하는 포인터 추가.

 

이로서 프로세스 별로 고유의 page table과 virtual memory를 가질 수 있다.

 

  • kernel.c
extern char __kernel_base[]; // 추가

struct process *create_process(uint32_t pc) {
    /* omitted */

    // Map kernel pages.
    uint32_t *page_table = (uint32_t *) alloc_pages(1); // 추가
    for (paddr_t paddr = (paddr_t) __kernel_base; // 추가
         paddr < (paddr_t) __free_ram_end; paddr += PAGE_SIZE) // 추가
        map_page(page_table, paddr, paddr, PAGE_R | PAGE_W | PAGE_X); // 추가

    proc->pid = i + 1;
    proc->state = PROC_RUNNABLE;
    proc->sp = (uint32_t) sp;
    proc->page_table = page_table; // 추가
    return proc;
}

프로세스를 생성할 때 새로운 1단계 페이지 테이블을 생성한다.

 

for (paddr_t paddr = (paddr_t) __kernel_base; // 추가
         paddr < (paddr_t) __free_ram_end; paddr += PAGE_SIZE) // 추가
        map_page(page_table, paddr, paddr, PAGE_R | PAGE_W | PAGE_X); // 추가

새로운 프로세스가 생성될 때마다 각 프로세스 별로 커널 페이지를 매핑하는 작업을 수행한다.

 

__kernel_base부터 __free_ram_end까지의 물리 메모리 영역을 순회하며 페이지를 매핑한다.

 

매핑된 페이지들은 읽기(R), 쓰기(W), 실행(X) 권한을 모두 부여하고 있다. (보안상 취약해 보이는데?)

 

커널 페이지를 매핑하므로서 .text 같은 정적 할당 영역과 alloc_pages로 관리되는 동적 할당 영역까지 모두를 페이지로 접근할 수 있다.

 

각 프로세스마다 각자의 가상 메모리를 가진다.

 

프로세스는 생성 시 각자 1단계 페이지 테이블을 생성한다.

 

각 프로세스의 PCB에 1단계 페이지 테이블의 주소(물리 == 가상)를 저장한다.

 

context switching 시 satp 레지스터에 프로세스의 1단계 페이지 테이블 정보가 올라간다.

 

1단계, 2단계 페이지 테이블은 alloc_pages()를 통해 memory 섹션에 페이지를 할당받아 생성되고, 프로세스는 1단계 페이지 테이블 정보를 BSS 섹션의 PCB에 보관한다.

 

라. 페이지 테이블 전환

 

이제 context switching 시 프로세스의 페이지 테이블도 스위칭해야 한다.

void yield(void) {
    /* 생략 */

    __asm__ __volatile__(
        "sfence.vma\n" // 추가
        "csrw satp, %[satp]\n" // 추가
        "sfence.vma\n" // 추가
        "csrw sscratch, %[sscratch]\n"
        :
        : [satp] "r" (SATP_SV32 | ((uint32_t) next->page_table / PAGE_SIZE)), // 추가, 끝에 꼭 콤마가 있어야 함!
          [sscratch] "r" ((uint32_t) &next->stack[sizeof(next->stack)])
    );

    switch_context(&prev->sp, &next->sp);
}
  • sfence.vma\n
    : TLB를 무효화하는 명령어.
    : TLB에 저장된 주소 변환 캐시를 모두 flush함.
    : 각 프로세스는 자신만의 페이지 테이블을 가지고 있어서, context switching 시 TLB도 flush 해야 함.

  • csrw satp, %[satp]\n
    : satp 레지스터에 새로운 프로세스의 1단계 페이지 테이블의 주소를 설정.

  • SATP_SV32 |: Sv32 모드 활성화.
  • ((uint32_t) next->page_table / PAGE_SIZE)), : 다음 프로세스의 1단계 페이지의 PPN.

 

참고로, 커널 시작 시에는 satp 레지스터가 설정되어 있지 않아 페이징이 비활성화된 상태임.

 

따라서 처음으로 yield()가 호출되기 전까진 Sv32 모드가 꺼져있어 물리 주소로 동작함.

 

4. 테스트

 

출력 자체는 이전 chapter와 다르지 않다.

 

따라서 정상적으로 동작하는지 알려면 페이지 테이블 내용 확인해야 한다.

 

가. satp 레지스터 값 확인하기

$ ./run.sh
// qemu 전환 : Ctrl + a + c
(qemu) stop
(qemu) info registers

...

sscratch 80204a6c
satp     80080243

Ctrl + a + c → stop → info registers → satp 값 확인

 

RISC-V의 satp 레지스터의 초기 부팅 시 값은 0이다.

 

80080243이 satp에 저장되어 있다. (사람마다 다를 수 있음)

 

context switching을 위한 yield() 함수가 호출되기 전까지는 Sv32 모드가 꺼져있다.

 

이 부분이 0은 아니라면 정상적으로 동작했다.

 

더보기

💡SECTIONS { . = 0x80200000;의 숨겨진 의미.

이제 링커 스크립트가 SECTIONS { . = 0x80200000;로 시작한 이유를 추측할 수 있다.

커널의 시작 주소인 0x80200000은 0x80000000 이상의 높은 주소 영역에 위치하는데, 이는 물리 주소와 가상 주소를 동일하게 매핑하기 위함이다.

이러한 1:1 매핑 덕분에 페이징이 활성화되더라도 커널 코드가 정상적으로 실행될 수 있다.

나. 페이지 테이블 확인하기

 

1) 1단계 페이지 테이블 주소 구하기

1단계 페이지 테이블의 물리 주소는 (satp & 0x3fffff) * PAGE_SIZE다.

 

0x3fffff는 00111111 11111111 11111111와 같고 아래 22비트를 추출한다.

 

PAGE_SIZE는 4KB이고 4096은 16진수로 0x1000이다.

 

(0x80080243 & 0x3fffff) * 4096한 0x80243000이 현재 설정된 1단계 페이지 테이블의 물리 시작 주소다. (4096 = 0x1000)

 

 

2) 2단계 페이지 테이블 주소 구하기

1단계 페이지 테이블에서 __kernel_base 즉, 0x80200000이 위치한 곳을 찾아가 보자.

 

0x80200000의 VPN1 = 0x80000000 >> 22 = 2^9 = 512로 512번째 entry를 가리킨다.

 

각 entry는 4바이트이므로 512 * 4를 더한 위치를 살펴본다.

 

1단계 페이지 테이블(0x80243000)에서 512번째 entry에서 2단계 페이지 테이블의 정보를 찾는다.

 

(qemu)  xp /x 0x80243000+512*4
0000000080243800: 0x20091001

0x20091001는 table1[vpn1] = ((pt_paddr / PAGE_SIZE) << 10) | PAGE_V;의 계산을 거친 값이 저장되어 있다.

 

정확한 2단계 페이지 테이블의 주소값 = (0x20091001 >> 10) * 4096 = 0x80244000이다.

 

 

3) frame number 구하기

가상 주소(0x80200000)의 VPN0은 (0x80200000 & 0x3ff000) >> 12 = 0x200 = 512이다.

 

각 entry는 4바이트이므로 512 * 4를 더한 위치를 살펴본다.

 

(qemu) xp /x 0x80244000+512*4
0000000080244800: 0x200800cf1

0x200800cf1는 table0[vpn0] = ((paddr / PAGE_SIZE) << 10) | flags | PAGE_V; 계산을 거친 값이 저장되어 있다.

 

 

4) data 구하기

가상 주소(0x80200000)의 오프셋은 0x80200000 & 0xfff = 0x000이다.

 

최종적인 물리 주소는 페이지 테이블에서 얻은 프레임 번호에 오프셋을 더한 값이 된다.

 

즉, __kernel_base의 실제 물리 주소 = (0x200800cf1 >> 10) * 4096 + 0x000 = 0x80200000다.

더보기 
(qemu) xp /1024x 0x80200000
0000000080200000: 0x80231537 0xacc50513 0x006f812a 0x000065a0
0000000080200010: 0xfcc10113 0xc222c006 0xc64ac426 0xca52c84e
0000000080200020: 0xce5acc56 0xd262d05e 0xd66ad466 0x2023d86e
0000000080200030: 0xa1030025 0x40820005 0x44a24412 0x49c24932
0000000080200040: 0x4ae24a52 0x5b824b72 0x5ca25c12 0x5dc25d32
0000000080200050: 0x03410113 0x15378082 0x28038020 0x2603a405
0000000080200060: 0x15b70008 0x56938020 0x82f541f6 0x9ae196b2
0000000080200070: 0x40d606b3 0x00469713 0x96ba06b6 0x80201737
0000000080200080: 0xa4c70713 0x42c896ba 0xa3c5a583 0x15634785
0000000080200090: 0x428800f5 0x14a04d63 0x00160513 0x41f55693
00000000802000a0: 0x96aa82f5 0x8d159ae1 0x00451693 0x96aa0536
00000000802000b0: 0x43489736 0x00f51a63 0x80201537 0xa4c50513
00000000802000c0: 0x428896aa 0x12a04563 0x00260513 0x41f55693
00000000802000d0: 0x96aa82f5 0x8d159ae1 0x00451693 0x95360536
00000000802000e0: 0x802016b7 0xa4c68713 0x00a706b3 0x478542c8
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보이는 메모리 덤프는 하나의 4K 페이지 데이터를 보여주고 있다.

 

(qemu) info mem
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83c00000 0000000083c00000 00400000 rwx----
84000000 0000000084000000 00231000 rwx----

직접 메모리 덤프를 보는 대신, QEMU에는 현재 페이지 테이블 매핑 정보를 사람이 보기 좋게 출력하는 info mem 명령어도 있다.

 

  • r : 읽기 가능
  • w : 쓰기 가능
  • x : 실행 가능
  • a : accessed, CPU가 페이지를 읽거나 실행함
  • d : dirty: CPU가 페이지에 기록함

 

 

조금 어려웠다...

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