ARM MMU 기초 분석 — Translation Table·TLB·ASID

#한 줄 요약

“MMU는 모든 메모리 접근을 가상 → 물리 주소로 번역합니다.” 이 번역 표(page table)와 캐시(TLB)가 Linux 메모리 관리의 토대입니다.

#어떤 상황에서 쓰나

• 임베디드 Linux의 OOM, segfault 디버깅
• DMA에 가상 주소 vs 물리 주소 혼동
• Userspace에서 mmap한 영역의 page fault 분석
• KASAN, KMSAN 같은 메모리 도구 이해

#핵심 개념

#1) 가상 주소 → 물리 주소

(가상 → 실제는 page table을 거친다.)

Process마다 별도의 page table을 갖습니다. 같은 가상 주소도 process별로 다른 물리 주소를 가리킵니다.

#2) Page와 page table

기본 page 크기는 4 KB입니다(ARM은 16 KB, 64 KB도 옵션). 가상 주소를 page 단위로 잘라 page table을 통해 물리 주소로 변환합니다.

ARMv8 4 KB page, 48-bit VA:

• bit 47 ~ 39 38 ~ 30 29 ~ 21 20 ~ 12 11 ~ 0
• L0 L1 L2 L3 offset
• 9 bit 9 bit 9 bit 9 bit 12 bit

4-level이므로 한 번 변환에 메모리 access 4번이 일어납니다. 그래서 TLB(Translation Lookaside Buffer)로 캐싱합니다.

#3) TLB — Translation Lookaside Buffer

가장 최근 변환 결과를 캐시합니다.

Cortex-A53:

• ITLB: 10 entry, fully-associative
• DTLB: 10 entry
• L2 TLB: 512 entry

TLB hit이면 1 cycle, miss이면 page table walk(2 ~ 4 cycle, cached) 또는 main memory access(수십 cycle).

#4) Page attribute

각 page는 자체 attribute를 갖습니다(read-only, executable, user/kernel, cacheable 등). PTE(Page Table Entry)의 bit으로 표현됩니다.

ARMv8 PTE attribute:

PXN = 1, UXN = 1이면 그 page는 코드 실행 불가. heap, stack에는 보통 NX(execute never)가 설정됩니다.

#5) Linux의 메모리 관리

Linux는 process마다 mm_struct를 갖고, 그 안에 page table root를 둡니다. fork() 시 page table을 copy하고 COW(copy-on-write)로 lazy 복제합니다.

fork() 시 parent와 child의 mm_struct가 같은 page table을 share하고 read-only로 표시된다. write 발생 시 → page fault → kernel이 새 page를 할당하고 copy한다. 이게 COW다.

#6) Page fault 처리

흐름 — 가상 주소 접근 → MMU lookup → PTE 없음 → page fault → kernel handler. handler는 상황에 따라 분기한다.

#코드 / 실제 사용 예

Linux user space에서 mmap을 통해 메모리를 받습니다.

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#include <sys/mman.h>
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int main(void) {
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    void *p = mmap(NULL, 4096,
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                   PROT_READ | PROT_WRITE,
6
                   MAP_PRIVATE | MAP_ANONYMOUS, -1, 0);
7
    *(int *)p = 42;     // 이때 page fault → kernel이 물리 page 할당
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    munmap(p, 4096);
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    return 0;
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}

Page table 상태 확인:

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# 현재 process의 mapping
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cat /proc/self/maps
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# 메모리 통계
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cat /proc/self/status | grep -E "VmSize|VmRSS|VmData"
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# 페이지 폴트 수
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ps -o min_flt,maj_flt,cmd 1234

DMA용 물리 주소 메모리 할당:

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// Linux kernel driver
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void *cpu_addr;
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dma_addr_t phys_addr;
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cpu_addr = dma_alloc_coherent(dev, 4096, &phys_addr, GFP_KERNEL);
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// cpu_addr: 가상 주소 (CPU가 사용)
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// phys_addr: 물리 주소 (DMA가 사용)

dma_alloc_coherent는 cache coherent한 영역을 반환합니다. CPU와 DMA가 같은 데이터를 보장 받습니다.

#측정 / 비교

#자주 보는 함정

⚠️ DMA에 가상 주소 전달

driver에서 user buffer의 가상 주소를 DMA controller에 그대로 주면 DMA는 엉뚱한 물리 주소를 접근합니다. dma_map_single 또는 dma_alloc_coherent로 변환.

⚠️ 큰 contiguous 메모리 할당 실패

물리 메모리가 단편화돼 있으면 kmalloc(1MB)가 실패합니다. vmalloc(가상 contiguous, 물리 분산) 또는 CMA(Contiguous Memory Allocator) 사용.

⚠️ Stack overflow를 SIGSEGV로 안 잡힘

guard page가 stack 끝에 있으면 그 page에 닿을 때만 fault. 한 함수가 한 번에 8 KB 이상 stack을 잡으면 guard를 건너뛰어 다른 영역을 손상시킬 수 있습니다.

⚠️ Page fault가 RT 작업의 latency를 망침

real-time process는 mlockall(MCL_CURRENT | MCL_FUTURE)로 메모리 잠금 필요. 그렇지 않으면 swap-in latency가 수 ms 이상 들 수 있습니다.

⚠️ ASID 무시한 TLB flush

context switch마다 TLB 전체 flush하면 너무 느립니다. ARM은 ASID(Address Space ID)로 process별 entry를 구분하므로 flush 불필요. Linux는 자동 처리.

#정리

• MMU는 모든 메모리 접근을 page table을 통해 가상 → 물리로 번역합니다.
• ARMv8은 4 KB page, 4-level page table을 표준으로 씁니다.
• TLB가 변환 결과를 캐싱해 lookup 비용을 줄입니다.
• Linux는 process별 page table, COW, demand paging으로 메모리를 관리합니다.
• DMA는 물리 주소를 쓰므로 dma_* API로 변환합니다.
• RT 작업은 mlockall로 page fault를 막아야 latency를 보장합니다.

다음 편에서는 TrustZone-M 기초를 다룹니다. Cortex-M33의 보안 분리입니다.

#관련 항목

• 2-02: Cortex-A 시리즈 비교
• 2-06: ARM 캐시 (L1/L2)
• 2-07: MPU 활용
• 2-09: TrustZone-M 기초