[OSTEP] 15. 주소 변환의 원리 (Address Translation)

CPU 가상화에서 LDE(Limited Direct Execution, 제한적 직접 실행) 기법을 사용했던 것 기억하시나요? 메모리 가상화에서도 비슷한 전략을 사용합니다. 프로그램이 메모리에 직접 접근하게 두되, 중요한 순간에 OS와 하드웨어가 개입하여 효율성과 제어를 동시에 잡는 것이 목표입니다.

그 첫 번째 단계로, 가장 단순하지만 강력한 기법인 하드웨어 기반 주소 변환(Hardware-based Address Translation), 일명 동적 재배치(Dynamic Relocation) 를 알아봅니다.

1. 주소 변환 (Address Translation)#

주소 변환의 핵심 아이디어는 간단합니다.

NOTE
하드웨어가 모든 메모리 참조를 가로채서(Interpose), 가상 주소를 실제 물리 주소로 바꾼다.

프로그램은 자신이 0번지부터 시작하는 완벽한 전용 메모리를 가진다고 생각하지만, 실제로는 물리 메모리의 어딘가(예: 32KB)에 배치되어 있습니다. CPU는 명령어를 실행하거나 데이터를 읽고 쓸 때마다 이 변환을 수행합니다.

2. 동적 재배치: 베이스와 바운드 (Base and Bounds)#

이 변환을 이해하기 위해, 먼저 프로세스가 바라보는 메모리(환상)와 실제 메모리(현실)를 비교해 봅시다.

Figure 15.1 Process Address Space Figure 15.1: 프로세스의 관점. 코드는 0부터, 스택은 16KB에서 시작한다고 믿습니다.

하지만 실제 물리 메모리 상에서의 모습은 다릅니다.

Figure 15.2 Physical Memory with Relocated Process Figure 15.2: 실제 물리 메모리. OS는 이 프로세스를 32KB 지점에 재배치했습니다.

이러한 재배치(Relocation) 를 효율적으로 수행하기 위해 CPU에는 두 개의 특수 레지스터가 필요합니다.

2.1 베이스 레지스터 (Base Register)#

프로그램이 물리 메모리의 어디에 로드되었는지(시작 위치) 를 저장합니다. 주소 변환 공식은 다음과 같습니다.

$\text{Physical Address} = \text{Virtual Address} + \text{Base}$

예를 들어, 베이스가 32KB이고 프로그램이 가상 주소 128을 요청하면: 32768 + 128 = 32896 (물리 주소)

2.2 바운드 레지스터 (Bounds Register)#

보호(Protection) 를 위한 레지스터입니다. 주소 공간의 크기(Limit) 를 저장합니다. 프로그램이 자신의 크기를 벗어난 가상 주소(예: 범위를 넘거나 음수)를 요청하면, 하드웨어는 변환을 중단하고 예외(Exception) 를 발생시킵니다.

2.3 동작 예시#

가상 주소 공간 크기: 4KB
물리 메모리 로드 위치: 16KB (Base)
가상 주소 0 접근 -> 16KB (유효)
가상 주소 3000 접근 -> 19384 (16KB + 3000, 유효)
가상 주소 4400 접근 -> Fault (Out of Bounds)

이 기법을 동적 재배치(Dynamic Relocation) 라고 부르는 이유는, 프로그램 실행 중에도 베이스 레지스터만 바꾸면 주소 공간을 쉽게 다른 곳으로 옮길(Move) 수 있기 때문입니다.

3. 하드웨어의 지원 (Hardware Support)#

이 메커니즘이 동작하려면 하드웨어(CPU/MMU)가 다음 기능들을 지원해야 합니다.

특권 모드(Privileged Mode): 베이스/바운드 레지스터는 오직 커널 모드에서만 수정 가능해야 합니다. 일반 프로그램이 이를 수정하면 메모리 보호가 무너집니다.
예외 발생(Exception Raising): 범위 밖 메모리 접근 시 CPU는 실행을 멈추고 OS의 예외 핸들러를 호출해야 합니다.
주소 변환 회로: 매 명령어 인출, 로드, 스토어마다 덧셈과 비교 연산을 매우 빠르게 수행해야 합니다.

4. 운영체제의 역할 (OS Issues)#

하드웨어가 변환을 담당하더라도, OS가 처리해야 할 중요한 이슈들이 있습니다.

4.1 프로세스 생성 시 (Creation)#

새 프로세스를 위한 메모리 공간을 찾아야 합니다. 이를 위해 프리 리스트(Free List) 같은 자료구조로 비어 있는 물리 메모리 슬롯을 관리합니다.

4.2 프로세스 종료 시 (Termination)#

프로세스가 끝나면 사용하던 메모리를 회수하여 다시 프리 리스트에 반환해야 합니다.

4.3 문맥 교환 시 (Context Switch)#

베이스와 바운드 레지스터는 CPU에 하나뿐입니다.

A 프로세스 실행 중단 -> A의 베이스/바운드 값을 PCB(Process Control Block) 에 저장.
B 프로세스 실행 재개 -> PCB에 있던 B의 베이스/바운드 값을 CPU 레지스터에 복원.

4.4 예외 처리 (Exception Handling)#

바운드 범위를 벗어난 접근이 발생했을 때 실행할 **핸들러(Handler)**를 부팅 시에 등록해야 합니다. 보통 이런 경우 해당 프로세스를 강제 종료(Kill)시킵니다.

4.5 실행 흐름 상세 분석 (Timeline)#

프로그램이 실행될 때(런타임), OS와 하드웨어 그리고 프로그램이 어떻게 상호작용하는지 표로 정리해 봅시다.

OS (커널 모드)	하드웨어	프로그램 (유저 모드)
프로세스 A 시작 1. 프로세스 테이블 항목 할당 2. 메모리 할당 3. 베이스/바운드 레지스터 설정 4. 트랩 리턴 (return-from-trap)
	1. A의 레지스터 복원 2. 유저 모드로 전환 3. A의 시작(PC)으로 점프
	주소 변환 & 실행 1. 가상 주소 변환 2. 명령어 인출(Fetch)	프로세스 A 실행 명령어 실행… (A 실행 중)
	타이머 인터럽트 발생 1. 커널 모드로 전환 2. 인터럽트 핸들러로 점프
컨텍스트 스위치 (A → B) 1. A 중단, B 실행 결정 2. `switch()` 루틴 호출 3. A의 레지스터(베이스/바운드 포함) 저장 4. B의 레지스터(베이스/바운드 포함) 복원 5. 트랩 리턴
	1. B의 레지스터 복원 2. 유저 모드로 전환 3. B의 PC로 점프
	명령어 인출 및 실행 1. 가상 주소 변환 2. 주소 범위 체크 (유효) 3. 로드/스토어 수행	프로세스 B 실행 잘못된 로드(Bad Load) 시도
	예외 발생 (Out-of-Bounds) 1. 범위 초과 감지 2. 커널 모드로 전환 3. 트랩 핸들러로 점프
예외 처리 1. 프로세스 B 강제 종료 (Kill) 2. B의 메모리 반환 3. 프로세스 테이블에서 제거

5. 요약 (Summary)#

이번 장에서는 메모리 가상화의 기본 메커니즘인 동적 재배치를 살펴봤습니다. 베이스와 바운드 레지스터라는 간단한 하드웨어 추가만으로 우리는 효율성(빠른 변환) 과 보호(범위 체크) 를 달성할 수 있습니다.

하지만 이 방식에는 치명적인 단점이 하나 있습니다. 바로 내부 단편화(Internal Fragmentation) 입니다. 스택과 힙 사이의 사용하지 않는 공간(Free Space)도 물리 메모리를 차지해야 하기 때문에 메모리 낭비가 심합니다. 이를 해결하기 위해 다음 장에서는 세그멘테이션(Segmentation) 을 배울 것입니다.