퇴근하고 집에 오는 길에 곰곰히 생각을 하다가 질문4에 대한 나름의 해법을 내려봤습니다.

모든 유저 태스크는 동일한 CS, DS 세그먼트(논리주소 0 ~ 4GB)를 사용합니다.

다시 말해 모든 유저 태스크는 GDT에서 두개의 엔트리를 차지하는 유저모드 CS 디스크립터,

유저모드 DS 디스크립터로 접근이 됩니다. 동일한 세그먼트 디스크립터를 사용한다는 것은

곧 동일한 세그먼트 셀렉터 값을 사용한다는 의미가 됩니다.

(세그먼트 셀렉터의 상위 13비트 값 * 8 = GDT의 인덱스)

16비트 리얼모드에서 논리주소는 16비트 세그먼트 베이스 주소 + 16비트 옵셋으로 구성이 됩니다.

이 책에서 재미있는 것은 32비트 프로텍티드 모드에서 논리주소가 어떻게 구성이 되는지

명시적으로 기술이 되어 있지 않다는 것입니다. 다만 논리주소에서 선형주소로의 변환

과정만이 설명 되어 있습니다. 16비트 세그먼트 셀렉터 값과 32비트 옵셋 값이 논리주소 영역에서

튀어나옵니다. 세그먼트 셀렉터를 통해 세그먼트 디스립터에 접근을 해서 32비트 베이스 주소를 알아냅니다.

여기에 32비트 옵셋 값을 더하면 선형주소가 됩니다. 그런데 이게 왠걸 모든 유저 태스크는 모두 같은

유저모드 세그먼트 디스크립터를 사용하므로 변환 과정에서 사용되는 베이스 주소는 모두 0입니다.

이미 눈치 채신분은 아시겠지만 이는 곧 선형주소 = 논리주소 영역에서 튀어나온 옵셋값 이라는 얘기가 됩니다.

더구나 이 변환 과정에서는 MMU와 같은 하드웨어 장치가 개입 되지도 않습니다.

=> 질문 3을 하게된 배경 중의 하나입니다.

이제 이런 질문을 던질 수 밖에 없습니다. 과연 물리 메모리에 접근을 할때마다 이런 의미없는 뻘짓을

정말로 하는가?

안녕하세요. x86의 천승환입니다.
궁금한게 있어서 질문 드립니다.
8086의 리얼모드 세그먼트 방식은 20비트 메모리 어드레스 억세스를 위한걸로 알고 있었는데요. 외부 단편화를 위한 측면이 이것보다 큰 의미를 가지고 있나요?

x86 초급(요즘 좀처럼 출석을 하지 못하고 있습니다 ㅠㅠ)의 정한국 이라고 합니다.

부족한 부분은 뒤에 다른 훌륭한 분들이 지적해주시시라 생각하고 지극~히 개인적인 생각을 한번 올려봅니다.

여기서 질문1. 왜 8086은 ARM이나 MIPS 처럼 바로 페이징을 적용하지 않았나 하는 것입니다.

만약에 메모리가 1메가 이고 실제 사용하는 프로그램이 (최대)640k 만 필요하고 세그멘테이션이 적용되었다면 페이징이 필요할까 하는 생각을 한번 해봅니다.

페이징도 티나지 않을지 모르겠지만 결국에는 일을 한번 더 하는 것이죠?

여기서 질문2. 386, 486 등등 이후의 프로세서에서 8086과의 호환을 위해 리얼모드를 지원합니다. 

하지만 현재 8086에서 돌아가던 프로그램을 사용하지도 않는데 아직까지 리얼모드를 지원하는 이유는 뭘까요?

하위호환성 이라는 말을 빼면 딱히 할말이 없습니다.

여기서 질문3. 만일 그러하다면 실질적으로 무의미한 세그멘테이션 과정을 없애고 페이징 기법만을 

사용하는 것이 효율적이지 않을까요?

만약에 메모리가 8G 라면 오직 페이징 기법만으로 8G 를 제어할 수 있을까요?

개인적인 생각이지만 페이징이 내부단편화와 관련이 있다면, 세그멘테이션은 외부단편화(약간 의미가 다르긴 합니다만...)와 관련이 있다고 생각합니다.

여기서 질문4. 컴파일 타임에 생성되는 프로그램의 주소는 가상주소(선형주소)로 알고있습니다.

세그먼트는 0 ~ 4GB로 하나이고 실질적으로 의미있는 세그멘테이션 동작을 하지 않으므로 프로그램

에 할당되는 가상 주소와 매핑 되는 논리주소는 가상주소와 동일하거나 또는 없다고 봐야하지 않을까요?

너무 책에 집중하신듯 합니다.

VC 로 프로그램을 컴파일 합니다. 실행 파일을 복사를 두 번 하면 프로그램이 3개가 생기겠죠?

프로그램 3개를 실행합니다. 세그먼트가 다 같을까요? 아마 다르지 않을까 싶습니다.

이것이 하위 호환성이군요.

http://hellonewworld.tistory.com/148

인텔과 MS의 정치적, 상업적 선택인것 같은데 자세한 내막을 알수 없으니...

아무래도 구글과 애플같은 회사는 끼어들 엄두도 내지 말라 이런 것일까요? ㅋ

리눅스는 끼어들었는데... 뭐지? ㅋㅋㅋ

스터디 시간에 열심히 토론했던 사람입니다.

저도 정리가 안되어서 몇 일동안 고민하다가 적습니다.

제가 조사한 바로는 세그먼테이션에는 3가지 모델이 있습니다.

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    1. 기본(basic) flat 모델 :

이 모델은 가장 간단한 방법으로 운영체제나 응용 프로그램 모두가 세그먼트화 되지 않고, 연속적인 주소 공간을 접근하는 방법이다. 이 모델을 구현하기 위해선 Intel에서는 최소 두개의 디스크립터가 있어야 하며, 하나는 코드를 하나는 데이터 세그먼트를 위한 것이다. 모든 세그먼트 레지스터는 기본 주소로 0을 가지며, 4 GBytes의 세그먼트 한계를 가진다. 

  2. 보호(protected) flat 모델 :

이 모델은 기본 flat 모델과 유사하나 실제적인 메모리 공간(physical address space)을 포함하기 위해서 세그먼트의 한계가 설정된다는 점이 다르다. 이 경우에는 앞에서와는 다르게 실제로 존재하지 않는 메모리에 대한 접근은 general-protection exception을 발생 시킨다. 따라서, 최소한의 하드웨어 보호 기능을 제공한다. 이 경우에는 페이징이 사용자와 커널 코드를 분리하기 위해서 4개의 세그먼트를 필요로하게 되며, 코드와 데이터 세그먼트의 각각에 하나씩 해당한다. 이 모델은 효과적으로 응용 프로그램과 운영체제를 보호하며, 또한 각각의 프로세스에 분리된 페이징 구조를 제공해서 프로세스간에도 보호기능을 제공하기 때문에, 많은 운영체제가 이 모델을 사용하고 있다.

3. 멀티 세그먼트 모델 :

이 모델은 모든 세그먼테이션의 기능을 다 쓰는 것으로 하드웨어에서 제공하는 모든 보호기능을 코드와 데이터, 그리고, 프로그램들과 프로세스들에 대해서 적용하는 것이다. 모든 세그먼트와, 시스템에서 실행중인 개개의 프로그램의 실행 환경에 대한 접근은 하드웨어에 의해서 제어된다.
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이 중에서 리눅스에서 사용하는 모델은 2번 보호 Flat 모델입니다. 이 모델의 경우 4개 세그먼테이션이 서로 보호되는 것 이외에는 특별한 기능을 지원하지 않는 것으로 보입니다.  어쩌면 세그멘테이션 폴트와 같은 잘못된 접근을 막아주는 역할을 하는 것이 전부인 것 같네요.

아래의 코드를 보면  gdt_table에 4개의 세그먼테이션이 있습니다.

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...
ENTRY(gdt_table)
 .quad 0x0000000000000000 /* NULL descriptor */
 .quad 0x0000000000000000 /* not used */
 .quad 0x00cf9a000000ffff        /* 0x10 kernel 4GB code at 0x00000000 */
 .quad 0x00cf92000000ffff        /* 0x18 kernel 4GB data at 0x00000000 */
 .quad 0x00cffa000000ffff        /* 0x23 user  4GB code at 0x00000000 */
 .quad 0x00cff2000000ffff        /* 0x2b user  4GB data at 0x00000000 */
 .quad 0x0000000000000000 /* not used */
 .quad 0x0000000000000000 /* not used */

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이 4개의 세그먼테이션은 모두 4G의 영역과  BASE 번지가 0x00000000 번지인 동일한 가상주소라고 보는 것이 맞는것 같습니다. 세그먼테이션은 8바이트씩 공간을 차지하기 때문에   gdt_table의  0x10, 0x18, 0x20, 0x28  번지에 위치합니다.

각 각의 세그먼테이션을 선택하기 위한 세그먼트 셀렉터에는 주소 +  selector의 privilege 레벨(kernel은 0, user는 3)  값이 정해져서 아래와 같이

0x10, 0x18, 0x23, 0x2B 값을 가지고 세그먼트를 선택하게 되는 것입니다.

 

아래의 자료와 첨부된 자룔를 보면서 제 나름대로 정리한 것인데,  혹시 내용에 문제가 있으면 댓글로 정정해주세요.. ^^

http://www.hanb.co.kr/network/view.html?bi_id=1321