83 프로그램의 기억 배치 — 운영체제와 임베디드

83.1 실행 파일 안의 구역, 주소 공간의 구역

44장의 예제가 보여 준 순서를 다시 적으면 이렇다. 다만 이번에는 실행 파일에 들어 있는 것과 실행할 때 생기는 것을 갈라 본다.

.bss가 파일에 크기만 있다는 사실이 이 표의 핵심이다(44장에서 이름의 유래를 보았다). 0으로 채우는 일은 실행할 때 일어난다 — 운영체제가 있으면 커널이 0으로 채워진 페이지를 주고, 없으면 시작 코드가 직접 루프를 돈다.

여기서 실무의 오해 하나가 풀린다. 큰 전역 배열을 선언했는데 실행 파일 크기가 안 늘었다면 정상이다(.bss). 반대로 그 배열에 0이 아닌 초깃값을 하나라도 주면 — 예컨대 int t[1000000] = {1}; — 배열 전체가 .data로 가서 파일이 4 MB 커진다.

83.2 리눅스의 배치

리눅스에서 프로그램 하나의 주소 공간은 대략 이렇게 놓인다(64비트 기준).

높은 주소  ┌──────────────────────────┐
           │ 커널 영역 (접근 불가)     │
           ├──────────────────────────┤
           │ 스택      ↓ (아래로 자람) │  기본 한도 8 MiB
           │   ...  (아주 넓은 빈 곳)  │
           │ mmap 구역 ↓               │  공유 라이브러리, 큰 malloc
           │   ...                     │
           │ 힙        ↑ (위로 자람)   │  brk 로 늘린다
           ├──────────────────────────┤
           │ .bss / .data / .rodata    │
           │ .text                     │
낮은 주소  └──────────────────────────┘  0번지 부근은 접근 금지(6장)

챙길 것이 넷이다.

① 스택 한도는 8 MiB가 기본이다. ulimit -s로 보고 바꾼다(44장). 이 한도는 예약이 아니라 상한이어서, 실제로는 쓰는 만큼 페이지가 붙는다.

② 넘치면 즉시 죽는다 — 가드 페이지. 스택 아래에는 접근 금지로 표시된 페이지가 있다. 스택이 그 자리를 건드리면 그 즉시 신호(SIGSEGV)가 나서 프로그램이 멈춘다. “조용히 남의 자리를 덮어쓰는” 최악의 사고를 막아 주는 장치다.

③ 큰 할당은 힙이 아니라 mmap으로 간다. 할당자는 작은 요청은 힙을 잘라 주고, 큰 요청(glibc의 기본 문턱은 128 KiB 근처다)은 커널에서 새 구역을 통째로 받아 준다. 그래서 큰 블록은 free할 때 운영체제로 실제 반납되기도 한다 — 45장의 “free는 대개 OS에 안 돌려준다”의 예외다.

④ 주소는 실행할 때마다 바뀐다 — ASLR. 44장의 예제를 두 번 돌리면 주소가 다르다. 공격자가 주소를 미리 알 수 없게 하려는 보안 장치(주소 공간 배치 무작위화)다. 그래서 주소 값을 기록해 두었다가 다음 실행에서 쓰는 코드는 성립하지 않는다.

83.3 윈도우의 배치

큰 그림은 비슷하지만 숫자와 이름이 다르다.

윈도우의 1 MiB가 실무에서 자주 문제를 만든다. 리눅스에서 멀쩡하던 코드가 윈도우에서 스택 넘침으로 죽는 전형적인 경우가 셋이다 — 큰 지역 배열, 깊은 재귀, 그리고 큰 구조체를 값으로 넘기는 호출(47장). 예약과 커밋을 나눈 구조도 알아 둘 만하다: 1 MiB는 주소를 잡아 둔 것일 뿐이고 물리 메모리는 쓰는 만큼 붙는다. 그래서 스택을 크게 예약해도 실제 사용량이 적으면 손해가 크지 않다.

void process(void) {
    char buffer[4 * 1024 * 1024];   /* 4 MiB — 리눅스 8 MiB 안에서는 통과 */
    ...                             /* 윈도우 1 MiB 에서는 즉사 */
}

83.4 운영체제가 없는 세계 — 자유 사용 구현

이제 커널도, 가상 메모리도, ASLR도 없는 쪽으로 내려간다. 61장에서 본 자유 사용 구현(freestanding)의 세계다. 여기서는 앞의 그림 대부분이 사라지고, 대신 물리 주소가 그대로 드러난다.

공통 골격은 이렇다. 칩에는 대개 두 종류의 기억이 있다 — 전원을 꺼도 남는 플래시(코드와 상수)와, 꺼지면 사라지는 RAM(변수와 스택). 그리고 프로그램이 시작될 때 시작 코드(startup, 흔히 crt0나 Reset_Handler)가 세 가지 일을 한다.

1. .data를 플래시에서 RAM으로 복사한다. 초깃값은 전원이 꺼져도 남아야 하므로 플래시에 저장되고, 변수는 RAM에 있어야 하므로 시작할 때 옮긴다.
2. .bss를 0으로 채운다. 리눅스에서는 커널이 해 주던 일이다.
3. 스택 포인터를 세우고 main을 부른다.

이 세 줄이 “초기화하지 않은 전역은 0”이라는 C의 약속이 공짜가 아니라 누군가 해 주는 일임을 보여 준다. 그리고 이 코드는 대개 링커 스크립트와 짝을 이룬다 — 어느 구역이 어느 주소에 놓일지 사람이 직접 적는 파일이다.

83.4.1 Arm Cortex-M — 벡터 테이블의 첫 워드가 스택이다

마이크로컨트롤러에서 가장 널리 쓰이는 계열이다. 배치는 대개 이렇다.

0x0800_0000  플래시  ┌──────────────┐
                     │ 벡터 테이블   │  [0] 초기 스택 포인터 값
                     │              │  [1] Reset_Handler 주소
                     │ .text        │
                     │ .rodata      │
                     │ .data 의 원본 │ → 시작 때 RAM 으로 복사
                     └──────────────┘
0x2000_0000  RAM     ┌──────────────┐
                     │ .data        │
                     │ .bss         │
                     │ 힙      ↑    │ (쓴다면)
                     │   ...        │
                     │ 스택    ↓    │ ← 초기 SP = RAM 의 끝
                     └──────────────┘

특징 셋을 챙긴다.

① 스택의 시작 주소가 벡터 테이블에 박혀 있다. Cortex-M은 리셋되면 주소 0의 첫 워드를 읽어 그것을 스택 포인터로 삼고, 두 번째 워드를 읽어 그리로 점프한다. 스택의 자리를 하드웨어가 파일에서 읽어 세우는 셈이다.

② 스택 포인터가 둘이다. MSP(메인)와 PSP(프로세스). 운영체제(RTOS) 없이 쓰면 MSP 하나만 쓰지만, RTOS를 얹으면 커널은 MSP를, 각 태스크는 PSP를 쓰는 식으로 나눈다. 태스크마다 스택이 따로 있고, 그 크기는 사람이 태스크를 만들 때 숫자로 적는다 — 리눅스의 8 MiB 같은 넉넉함은 없고, 보통 수백 바이트에서 수 KiB다.

③ 넘침을 알려 주는 장치가 있거나, 없다. 상위 칩에는 스택 한계 레지스터 (MSPLIM/PSPLIM)나 MPU가 있어 넘침을 예외로 잡을 수 있다. 없는 칩에서는 스택이 조용히 .bss를 덮어쓴다 — 그래서 관행이 생겼다: 스택 영역을 특정 값(예: 0xAA)으로 미리 칠해 두고, 나중에 얼마나 지워졌는지 세어 최대 사용량을 재는 것이다(스택 페인팅). 정적 분석 도구가 호출 그래프에서 최악의 깊이를 계산해 주기도 한다.

83.4.2 AVR — 하버드 구조라 상수도 복사한다

Arduino로 널리 알려진 8비트 계열이다. 59장에서 본 하버드 구조 — 코드와 데이터의 주소 공간이 아예 다른 — 가 여기서 실물이 된다.

플래시(프로그램 공간)      RAM(데이터 공간)
┌───────────────────┐     ┌──────────────────┐
│ 벡터 테이블        │     │ .data            │ ← 플래시에서 복사
│ .text             │     │ .bss             │
│ .data 의 초깃값    │──▶ │ 힙 ↑ (쓴다면)     │
│ (그리고 상수들)    │     │  ...             │
└───────────────────┘     │ 스택 ↓            │ ← RAMEND 에서 시작
                          └──────────────────┘

특징 둘이 실무를 지배한다.

① 문자열 상수가 RAM을 먹는다. 주소 공간이 나뉘어 있어 평범한 포인터로는 플래시를 읽을 수 없다. 그래서 컴파일러는 안전한 쪽을 택한다 — 문자열 리터럴까지 RAM으로 복사해 둔다. RAM이 2 KiB뿐인 칩에서 로그 문자열 몇 줄이 RAM을 절반 먹는 사태가 여기서 나온다. 해결책이 PROGMEM과 pgm_read_byte, 그리고 F("...") 같은 매크로다 — “이 상수는 플래시에 두고, 읽을 때 특별한 명령으로 읽으라”는 지시다. 이것들은 표준 C가 아니라 AVR 도구의 확장이다.

② 스택과 힙이 같은 RAM에서 마주 보고 자란다. 스택은 RAM의 끝에서 아래로, 힙은 .bss 다음에서 위로 자란다. 둘이 만나면 — 아무 경고 없이 서로를 덮어쓴다. 가드 페이지 같은 것은 없다. 그래서 AVR 세계의 오랜 관행은 동적 할당을 아예 쓰지 않는 것이다.

83.4.3 PIC — 뱅크와 “컴파일된 스택”

마이크로칩의 8비트 계열(PIC10/12/16/18)은 구조가 또 다르다.

① 데이터 메모리가 뱅크로 나뉜다. 한 번에 볼 수 있는 창이 작아서, 다른 뱅크의 변수를 만지려면 뱅크 선택 레지스터를 바꿔야 한다. 컴파일러가 알아서 넣어 주지만, 변수 배치가 나쁘면 뱅크 전환 명령이 늘어 코드가 커지고 느려진다.

② 데이터 스택이 하드웨어에 없다. PIC10/12/16에는 호출 스택(복귀 주소를 쌓는 하드웨어 스택)만 있고 그 깊이도 고정이다(예: 여덟 단계, PIC18은 서른한 단계). 지역 변수를 담을 스택은 없다. 그래서 XC8 컴파일러는 컴파일된 스택이라는 방식을 쓴다 — 함수마다 지역 변수를 위한 자리를 정적으로 할당해 두고, 동시에 살아 있을 수 없는 함수들끼리 그 자리를 겹쳐 쓴다.

③ 그래서 재귀가 기본적으로 금지된다. 지역 변수의 자리가 정적이면 같은 함수를 겹쳐 부를 수 없다. 호출 깊이도 하드웨어 한계를 넘을 수 없다. “이 함수에서 저 함수를 부를 수 있는가”를 컴파일러가 호출 그래프로 계산해 자리를 나누므로, 함수 포인터(59장)를 남발하면 컴파일러가 그래프를 알 수 없어 배치가 나빠진다. PIC24·dsPIC·PIC32는 사정이 다르다 — 이들은 진짜 데이터 스택이 있어 일반적인 C에 가깝다.

배치를 그렸다. 다음 장은 그 배치의 한 구역 — 힙 — 을 열어, 할당자가 실제로 무슨 일을 하는지, 그리고 표준 malloc 말고 어떤 선택지가 있는지 본다.