セグメンテーションフォールト（コンピューターのメモリ割り当て）

コードを間違えると、通常「セグメンテーションフォールト」メッセージが表示され、「セグメンテーションフォールト」に短縮されることがよくあります。 そして、同僚と経営陣が私のところに来ました。 修正するセグメンテーション違反があります！」-「まあ、はい、それは私のせいです」私は通常答えます。 しかし、「セグメンテーションフォールト」の実際の意味を知っている人はどれくらいいますか？



この質問に答えるためには、遠い1960年代に戻る必要があります。 コンピューターがどのように機能するのか、あるいは現代のコンピューターがどのようにメモリにアクセスするのかを説明したいと思います。 これは、この奇妙なエラーメッセージの原因を理解するのに役立ちます。



以下の情報はすべて、コンピューターアーキテクチャの基本です。 そして、必要なく、私はこの領域に深く入りません。 また、私はよく知られている用語をすべての人に適用するので、私の投稿は、コンピュータテクノロジーに精通していない人にも理解できるようになります。 メモリーの操作の問題をさらに詳しく調べたい場合は、入手可能な多数の文献を参照できます。 しかし同時に、一部のOS（Linuxなど）のカーネルのソースコードを掘り下げることを忘れないでください。 ここでは、コンピューターテクノロジーの歴史については説明しません。いくつかのことは説明しません。

ちょっとした歴史

むかしむかし、コンピューターは非常に大きく、重さが重く、同時に単一のプロセッサーと約16 Kbのメモリーを所有していました。 このようなモンスターのコストは約150,000ドルで、一度に1つのタスクしか実行できませんでした。特定の時点で実行されるプロセスは1つだけです。 当時のメモリアーキテクチャは、次のように概略的に表すことができます。







つまり、OSは、たとえば、使用可能なすべてのメモリの4分の1を占め、残りはユーザータスク専用でした。 当時のOSの役割は、CPU割り込みを使用してハードウェアを単純に制御することでした。 そのため、OSは、デバイスからデータをコピーし、それらを操作するために（ PIOモード ）、メモリを必要としました。 画面にデータを表示するには、メインメモリの一部を使用する必要がありました。ビデオサブシステムには独自のRAMがないか、数キロバイトあるためです。 そして、すでにプログラム自体はOSの直後のメモリ領域で実行され、タスクを解決しました。

リソース共有

主な問題は、150,000ドルの費用がかかるデバイスがシングルタスクであり、数キロバイトのデータの処理に丸1日費やしたことです。



莫大な費用のため、複数のタスクを同時に処理するために一度に複数のコンピューターを購入する余裕のある人はほとんどいませんでした。 そのため、人々は1台のコンピューターのコンピューティングリソースへのアクセスを共有する方法を探し始めました。 それで、マルチタスクの時代が来ました。 当時は、マルチプロセッサコンピュータについて誰も考えていなかったことに注意してください。 それでは、1つのCPUを搭載したコンピューターに複数の異なるタスクを実行させるにはどうすればよいでしょうか？



解決策は、タスクスケジューラ（スケジューリング）を使用することでした。1つのプロセスが中断され、I / O操作の完了を待っている間、CPUは別のプロセスを実行できました。 ここではもうタスクスケジューラを扱いませんが、これはメモリに関係のない非常に広範なトピックです。



コンピュータが複数のタスクを交互に実行できる場合、メモリ割り当ては次のようになります。







タスクAとBはディスクにコピーしたりディスクからコピーしたりするとコストが高すぎるため、メモリに保存されます。 また、プロセッサが特定のタスクを実行すると、関連データのメモリにアクセスします。 しかし、問題があります。



1人のプログラマがタスクBを完了するためのコードを書くとき、割り当てられたメモリセグメントの境界を知る必要があります。 タスクBがメモリの10〜12 KBを占有している場合、各メモリアドレスはこれらの境界内でハードコーディングする必要があります。 しかし、コンピューターが一度に3つのタスクを実行する場合、メモリはより多くのセグメントに分割されます。つまり、タスクBのセグメントがシフトする可能性があります。 その後、より少ないメモリで動作し、すべてのポインタを変更できるように、プログラムコードを書き換える必要があります。



ここで別の問題が発生します：タスクBがタスクAに割り当てられたメモリセグメントにアクセスするとどうなりますか？ これは簡単に発生する可能性があります。メモリポインタを操作する場合、わずかなミスを犯すだけで十分であり、プログラムは完全に異なるアドレスにアクセスし、別のプロセスのデータ整合性に違反します。 この場合、タスクAは、セキュリティの観点から非常に重要なデータを処理できます。 Bがメモリ領域Aに侵入するのを防ぐ方法はありません。最後に、プログラマのエラーにより、タスクBはOSメモリ領域（この場合は0〜4 KB）を上書きできます。

アドレス空間

メモリに保存されたいくつかのタスクを安全に実行できるように、OSとハードウェアの支援が必要です。 特に、アドレス空間。 これは、プロセスによってOSによって割り当てられる一種のメモリ抽象化です。 今日、それはどこでも使用されている基本的な概念です。 少なくとも民間用のすべてのコンピューターはこのアプローチを採用しており、軍には独自の秘密があります。 人事、スマートフォン、テレビ、ゲームコンソール、スマートウォッチ、ATM-任意のデバイスを突くと、「コードスタックヒープ」の原則に従ってメモリが割り当てられていることがわかります。



アドレス空間には、プロセスを完了するために必要なすべてが含まれています。

• CPUが従わなければならない機械命令。
• これらのマシン命令が機能するデータ。

概略的に、アドレス空間は次のように分割されます。

• スタックは、呼び出された関数、その引数、および関数内の各ローカル変数に関する情報をプログラムが保存するメモリ領域です。 領域のサイズは、プログラムの実行に応じて変わる場合があります。 関数を呼び出すとスタックが大きくなり、完了するとスタックが小さくなります。
• ヒープは、プログラムが好きなように実行できるメモリ領域です。 エリアのサイズは異なる場合があります。 プログラマは、 malloc()
  
  
  
  関数を使用してヒープメモリの一部を使用する機会があり、このメモリ領域が増加します。 リソースの返却はfree()
  
  
  
  を使用して実行され、その後、ヒープが削減されます。
• コードセグメントは、コンパイルされたプログラムのマシン命令が格納されるメモリ領域です。 これらはコンパイラーによって生成されますが、手動で作成することもできます。 このメモリ領域は、3つの部分（テキスト、データ、BSS）に分割することもできます。 このメモリ領域は、コンパイラによって決定される固定サイズです。 この例では、1 Kbとします。

スタックとヒープはサイズが異なる可能性があるため、それらは共通アドレス空間の反対側の部分に配置されます。 サイズ変更の方向は矢印で示されています。 これらの領域が重複しないようにすることはOSの責任です。

メモリ仮想化

タスクAに使用可能なすべてのユーザーメモリがあると仮定します。 そして、ここで問題Bが発生します。 このソリューションは仮想化で見つかりました。



AとBが同時にメモリにある場合、前の図の1つを思い出させてください。







Aが、たとえば11 KBのインデックスで、独自のアドレス空間でメモリにアクセスしようとしているとします。 これが彼女自身のスタックになる可能性さえあります。 この場合、実際にはタスクBの領域を示すことができるため、OSはインデックス1500をロードしない方法を把握する必要があります。



実際、各プログラムがメモリとみなすアドレス空間は仮想メモリです。 偽物 。 また、タスクAのメモリ領域では、11 KBのインデックスが偽のアドレスになります。 つまり-仮想メモリのアドレス。



コンピューターで実行されている各プログラムは、偽の（仮想）メモリで動作します 。 一部のチップでは、OSはメモリの任意の領域にアクセスするときにプロセスをだまします。 仮想化のおかげで、どのプロセスもそれに属していないメモリにアクセスできません。タスクAはタスクBのメモリまたはOS自体に適合しません。 同時に、ユーザーレベルでは、OSカーネルの広範で複雑なコードのおかげで、すべてが完全に透過的です。



したがって、各メモリアクセスはオペレーティングシステムによって規制されます。 また、実行中のさまざまなプログラムの動作を遅くしないように、これは非常に効率的に行う必要があります。 効率はハードウェア、主にCPUおよびMMUなどの一部のコンポーネントによって提供されます。 後者は1970年代初期に別のチップとして登場し、今日ではMMUがプロセッサに直接組み込まれ、オペレーティングシステムで必ず使用されています。



以下は、メモリアドレスを操作する方法を示す小さなCプログラムです。

 #include <stdio.h> #include <stdlib.h> int main(int argc, char **argv) { int v = 3; printf("Code is at %p \n", (void *)main); printf("Stack is at %p \n", (void *)&v); printf("Heap is at %p \n", malloc(8)); return 0; }
      
      

        
        
        
      

    
        
        
        
      
      

        
        
        
      

    
     

LP64 X86_64マシンでは、次の結果が表示されます。



Code is at 0x40054c





Stack is at 0x7ffe60a1465c





Heap is at 0x1ecf010







説明したように、最初にコードセグメント、次にヒープ、次にスタックの順に進みます。 しかし、これら3つのアドレスはすべて偽物です。 値が3の整数変数は、物理アドレス0x7ffe60a1465cにはまったく保存されません。すべてのユーザープログラムが仮想アドレスを操作し、カーネルまたはハードウェアドライバーレベルでは物理カーネルアドレスのみが許可されることを忘れないでください。

着信転送

転送（変換、変換、アドレス変換）は、仮想アドレスを物理アドレスにマッピングするプロセスを指す用語です。 MMUはこれを行っています。 実行中のプロセスごとに、OSはすべての仮想アドレスと物理アドレスの対応を記憶する必要があります。 そして、これはかなり難しい作業です。 実際、OSは呼び出しごとに各ユーザープロセスのメモリを管理する必要があります。 したがって、物理メモリの悪夢のような現実を、便利で強力で使いやすい抽象化に変えます。



よく見てみましょう。



プロセスが開始すると、OSは16 Kbであっても一定量の物理メモリを予約します。 このアドレス空間の開始アドレスは、特別なbase



変数に保存されます。 また、 bounds



変数は、割り当てられたメモリ領域のサイズを記録します。この例では16 Kbです。 これらの2つの値は、各プロセステーブル-PCB（ Process Control Block ）に記録されます。



これが仮想アドレス空間です：







そして、これは彼の物理的なイメージです。







OSは、4〜20 KBの物理アドレスの範囲を割り当てることを決定します。つまり、 base



値は4 KBであり、 bounds



値は4 + 16 = 20 KBです。 プロセスが実行のためにキューに入れられると（CPU時間がそれに割り当てられます）、OSはPCBから両方の変数の値を読み取り、それらを特別なCPUレジスタにコピーします。 次に、プロセスが開始され、たとえば2 KBの仮想アドレス（ヒープ内）にアクセスしようとします。 このアドレスに、CPUはOSから受け取ったbase



値を追加します。 したがって、物理アドレスは2+ 4 = 6 Kbです。



物理アドレス=仮想アドレス+ベース



結果の物理アドレス（6 Kb）が選択した領域（4〜20 Kb）の境界から外れた場合、これはプロセスがそれに属していないメモリにアクセスしようとしていることを意味します。 次に、CPUは例外をスローし、この例外を処理するOSを報告します。 この場合、システムは通常、プロセスに違反を通知します： SIGSEGV 、Segmentation Fault。 この信号はデフォルトでプロセスを中断します（これは設定可能です）。

メモリ再配分

タスクAが実行キューから除外されている場合、これはさらに優れています。 これは、スケジューラが別のタスク（たとえばB）を実行するように要求されたことを意味します。 Bの実行中、OSはタスクAの物理スペース全体を再配布できます。ユーザープロセスの実行中、OSは多くの場合、プロセッサの制御を失います。 しかし、プロセスがシステムコールを行うと、プロセッサは再びOS制御に戻ります。 このシステムコールの前に、OSは、プロセスのアドレス空間を別の物理パーティションに完全に再分配するなど、メモリを使用して何でもできます。



この例では、これは非常に簡単です。OSは16キロバイトの領域を適切なサイズの別の空き領域に移動し、タスクAのベース変数と境界変数の値を更新します。変更されました。



タスクAの観点からは、何も変化せず、自身のアドレススペースは0〜16 Kbの範囲にあります。 同時に、OSとMMUはタスクの各メモリアクセスを完全に制御します。 つまり、プログラマーは仮想領域0〜16 Kbを操作し、MMUは物理アドレスでマッピングを行います。



再配布後、メモリイメージは次のようになります。







プログラマは、自分のプログラムが動作するメモリのアドレスを心配する必要がなくなり、競合を心配する必要もなくなりました。 OSはMMUと連動してこれらの心配をすべて取り除きます。

メモリセグメンテーション

前の章では、メモリの転送と再割り当ての問題について見てきました。 ただし、メモリを操作するモデルにはいくつかの欠点があります。

• 各仮想アドレススペースのサイズは16 KBと想定しています。 これは現実とは関係ありません。
• OSは、16Kの空き物理メモリ範囲のリストを維持して、新しいスタートアッププロセスまたは現在割り当てられている領域の再配布にそれらを割り当てる必要があります。 システム全体のパフォーマンスを損なうことなく、これらすべてをどのように効果的に実行できますか？
• 各プロセスに16 Kbを割り当てますが、各プロセスが選択した領域全体を使用するということではありません。 したがって、ゼロから多くのメモリを失うだけです。 これは内部フラグメンテーションと呼ばれます—メモリは予約されていますが、使用されていません。

これらの問題のいくつかを解決するために、記憶を整理するより複雑なシステム-セグメンテーションを見てみましょう。 その意味は簡単です。「ベースと境界」の原則は、メモリイメージを単一の一意のエンティティと見なす代わりに、ヒープ、コードセグメント、スタック、およびプロセスごとに3つのメモリセグメントすべてに拡張されます。



その結果、スタックとヒープ間のメモリが失われなくなりました。







お気づきかもしれませんが、タスクAの仮想メモリの空き領域は物理メモリに存在しなくなりました。 また、メモリがより効率的に使用されるようになりました。 これで、OSは各タスクに対してbase



とbounds



3つのペア（各セグメントに1つずつ）を記憶します。 MMUは以前と同様にリダイレクトに従事していますが、3つのbase





動作します base





および3つのbounds



。



タスクAヒープで、 base



パラメーターが126 Kbで、境界が2 Kbであるとします。 タスクAに（ヒープ上の）3 Kbの仮想アドレスにアクセスさせます。 次に、物理アドレスは3-2 Kb（ヒープの先頭）= 1 Kb + 126 Kb（シフト）= 127 Kbとして定義されます。 これは128未満です。つまり、変換エラーはありません。

セグメント共有

物理メモリのセグメンテーションは、仮想メモリが物理メモリを使い果たすことを許可するだけでなく、異なるプロセスの仮想アドレス空間を使用して物理セグメントを共有することも可能にします。



タスクAを2回実行すると、コードセグメントは同じになります。両方のタスクで同じマシン命令が実行されます。 同時に、各タスクは異なるデータセットで動作するため、各タスクには独自のスタックとヒープがあります。







同時に、両方のプロセスは、メモリを誰かと共有していることを疑っていません。 このアプローチは、セグメント保護ビットの導入により可能になりました。



作成された物理セグメントごとに、OSはbounds



値を登録します。これは、以降のリダイレクトでMMUによって使用されます。 しかし同時に、いわゆる許可フラグも登録されます。



コード自体は変更できないため、すべてのコードセグメントはRXフラグ付きで作成されます。 これは、プロセスが後続の実行のためにこのメモリ領域をロードできるが、誰も書き込むことができないことを意味します。 他の2つのセグメント（ヒープとスタック）にはRWフラグがあります。つまり、プロセスはこれら2つのセグメントを読み書きできますが、それらからコードを実行することはできません。 これはセキュリティを確保するために行われ、攻撃者がコードを挿入してルート権限を取得することでヒープやスタックを損傷することはありません。 これは常にそうであるとは限らず、このソリューションの高効率のために、ハードウェアサポートが必要です。 Intelプロセッサでは、これは「 NXビット 」と呼ばれます 。



フラグはプログラムの実行中に変更できます。これにはmprotect（）が使用されます。



Linuxでは、これらのメモリセグメントはすべて、 / proc / {pid} / mapsまたは/ usr / bin / pmapユーティリティを使用して表示できます 。



PHPの例を次に示します。

 $ pmap -x 31329 0000000000400000 10300 2004 0 rx-- php 000000000100e000 832 460 76 rw--- php 00000000010de000 148 72 72 rw--- [ anon ] 000000000197a000 2784 2696 2696 rw--- [ anon ] 00007ff772bc4000 12 12 0 rx-- libuuid.so.0.0.0 00007ff772bc7000 1020 0 0 ----- libuuid.so.0.0.0 00007ff772cc6000 4 4 4 rw--- libuuid.so.0.0.0 ... ...
      
      

        
        
        
      

    
        
        
        
      
      

        
        
        
      

    
     

メモリ割り当てに関して必要な詳細はすべてあります。 仮想アドレス、各メモリ領域の許可が表示されます。 各共有オブジェクト（.so）は、いくつかの部分（通常はコードとデータ）の形式でアドレス空間に配置されます。 コードセグメントは実行可能で、そのような共有オブジェクトをアドレス空間に配置したすべてのプロセスによって物理メモリで共有されます。



共有オブジェクトは、UnixおよびLinuxシステムの最大の利点の1つであり、メモリを節約します。



mmap（）システムコールを使用して、共有物理セグメントに変換される共有エリアを作成することもできます。 その後、各エリアには共有を意味するインデックスがあります。

セグメンテーションの制限

そのため、セグメンテーションにより、未使用の仮想メモリの問題を解決できました。 使用されていない場合、使用されているメモリの量に正確に対応するセグメントが使用されているため、物理メモリに配置されません。



しかし、これは完全に真実ではありません。



プロセスがヒープから16 kbを要求したとします。 ほとんどの場合、OSは物理メモリに適切なサイズのセグメントを作成します。 ユーザーが2 KBを解放すると、OSはセグメントサイズを14 KBに減らす必要があります。 しかし、プログラマがヒープにさらに30 Kbを要求したらどうなるでしょうか？ 次に、前のセグメントを2倍以上にする必要がありますが、これは可能ですか？ たぶん、彼はすでに彼を成長させない他のセグメントに囲まれているかもしれません。 次に、OSは30 Kbで空き領域を探し、セグメントを再配布する必要があります。







セグメントの主な欠点は、ユーザープロセスがメモリを要求し、メモリを解放するにつれてセグメントが増減するため、物理メモリが非常に断片化されることです。 また、OSは無料サイトのリストを管理し、管理する必要があります。



断片化は、一部のプロセスが空きセクションのいずれよりも大きなメモリ量を要求するという事実につながる可能性があります。 また、この場合、OSは、空き領域の合計量が大幅に大きくなる場合でも、メモリの割り当てプロセスを拒否する必要があります。



OSは、すべての空き領域を1つの大きなチャンクに結合して、データをよりコンパクトに配置しようとする場合があり、後で新しいプロセスと再配布のニーズに使用できます。







ただし、このような最適化アルゴリズムはプロセッサに大きな負荷をかけますが、ユーザープロセスを実行するにはその能力が必要です。 OSが物理メモリの再編成を開始すると、システムにアクセスできなくなります。



したがって、メモリのセグメンテーションには、メモリ管理とマルチタスクに関連する多くの問題が伴います。 セグメンテーション機能を何らかの方法で改善し、欠陥を修正する必要があります。 これは、別のアプローチ-仮想メモリページを使用して実現されます。

ページネーション

前述のように、セグメンテーションの主な欠点は、セグメントのサイズが頻繁に変更されることであり、これによりメモリの断片化が発生し、OSがプロセスに必要なメモリ領域を割り当てない状況につながる可能性があります。 この問題はページの助けを借りて解決されます：カーネルが物理メモリに作る各割り当ては固定サイズを持っています。 つまり、ページは固定サイズの物理メモリの領域であり、それ以上のものではありません。 これにより、空きボリュームを管理するタスクが大幅に簡素化され、断片化が解消されます。



例を見てみましょう。16KBの仮想アドレス空間がページ分割されています。







ここでは、ヒープ、スタック、コードセグメントについては説明しません。 メモリを4 KBの断片に分割するだけです。 次に、物理メモリで同じことを行います。







OSは、プロセス仮想メモリページと物理メモリページ（ページフレーム、ページフレーム）の関係を示すプロセスページテーブルを保存します。







ここで、空き領域を見つける問題を取り除きました。ページフレームが使用されているかどうか（未使用）です。 また、カーネルは、メモリ割り当てのプロセス要求を満たすのに十分なページ数を見つけるのが簡単な例ではありません。



ページは、OSが動作できるメモリの最小で分割できない単位です。



各プロセスには、リダイレクトを提示する独自のページテーブルがあります。 ここでは、リージョンの境界の値がすでに使用されているのではなく、仮想ページの数（VPN、仮想ページ番号）とシフト（オフセット）が使用されています。



例：仮想空間のサイズは16 Kbです。したがって、アドレスを記述するには14ビットが必要です（2 ¹⁴ = 16 Kb）。 ページサイズは4 Kbなので、目的のページを選択するには4 Kb（16/4）が必要です。







たとえば、プロセスがアドレス9438（16,384の境界外）を使用する場合、バイナリコード10.0100.1101.1110で要求します。







これは、仮想ページ番号2の1246バイト目です（「10」ページ目の「0100.1101.1110」バイト）。 これで、OSはプロセスページのテーブルを調べるだけでこのページ番号2を見つけることができます。この例では、物理メモリの8千バイトに対応しています。 したがって、仮想アドレス9438は物理アドレス9442（8000 +オフセット1246）に対応します。



既に述べたように、各プロセスには独自のリダイレクトとセグメントがあるため、各プロセスには1つのページテーブルしかありません。 しかし、これらのテーブルはすべて正確にどこに保存されていますか？ おそらく物理メモリ内で、どこにあるのでしょうか？



ページテーブル自体がメモリに格納されている場合、VPNを取得するにはメモリにアクセスする必要があります。 次に、その呼び出しの数が2倍になります。最初にメモリから目的のページの番号を抽出し、このページに保存されているデータ自体を参照します。 また、メモリアクセス速度が遅い場合、状況はかなり悲しく見えます。

早送りバッファー（TLB、翻訳ルックアサイドバッファー）

仮想メモリをサポートするための主要なツールとしてページを使用すると、パフォーマンスが大幅に低下する可能性があります。 アドレス空間を小さな断片（ページ）に分割するには、ページの配置に関する大量のデータを保存する必要があります。 また、このデータはメモリに保存されるため、プロセスがメモリにアクセスするたびに、別の追加アクセスが実行されます。



パフォーマンスを維持するために、機器サポートが再び使用されています。 セグメンテーションと同様に、ハードウェア手法を使用してカーネルが効率的にリダイレクトできるようにします。 これを行うには、MMUの一部であり、一部のVPNリダイレクトの単純なキャッシュであるTLBを使用します。 TLB , .



MMU , VPN TLB, VPN. , . , MMU , , TLB, .



, , . , , , TLB . . - . . , Linux «» 2 4 .



, . , TLB , . (spacial locality efficiency): , , , TLB .



, TLB ASID (Address Space Identifier, ). PID, . , , ASID, TLB , .



: , TLB. , . , . 86- 4 , . , , (« », dirty bit), (protection bit), (reference bit) .. , SIGSEGV, “segmentation fault”, .



, . , , , (page eviction), «» ( , ).

おわりに

, “segmentation fault”. . , MMU . , — , ( read only-), — SIGSEGV, “segmentation fault”. - “General protection fault”. Linux 86/64-, , — SIGSEGV . , . , , .