mlock(2) - wariua/manpages-ko GitHub Wiki

mlock, mlock2, munlock, mlockall, munlockall - 메모리 고정하고 풀기

#include <sys/mman.h>

int mlock(const void *addr, size_t len);
int mlock2(const void *addr, size_t len, int flags);
int munlock(const void *addr, size_t len);

int mlockall(int flags);
int munlockall(void);

mlock(), mlock2(), mlockall()은 호출 프로세스 가상 주소 공간의 일부 내지 전체를 램에 고정하여 그 메모리가 스왑 영역으로 빠지지 않도록 한다.

munlock()과 munlockall()은 반대 동작을 수행한다. 즉, 호출 프로세스 가상 주소 공간의 일부 내지 전체의 고정을 풀어서 해당 주소 공간 범위의 페이지가 다시 커널 메모리 관리자 요구 시 스왑으로 나갈 수 있도록 한다.

메모리 고정과 해제는 페이지 단위로 이뤄진다.

mlock()은 addr에서 시작해서 len 바이트만큼 이어지는 주소 범위의 페이지들을 고정한다. 호출이 성공 반환할 때 지정한 주소 범위를 일부라도 포함하는 모든 페이지들이 램에 상주해 있다고 보장된다. 그리고 이후 풀기 전까지는 그 페이지들이 램 내에 있다고 보장된다.

mlock2()도 addr에서 시작해서 len 바이트만큼 이어지는 지정한 범위의 페이지들을 고정한다. 하지만 호출이 성공 반환한 후 그 범위에 포함된 페이지들의 상태가 flags 인자 값에 따라 달라지게 된다.

flags 인자는 0 또는 다음 상수일 수 있다.

MLOCK_ONFAULT

현재 상주 중인 페이지들은 고정하고 범위 전체에 표시를 해서 나머지 비상주 페이지들이 페이지 폴트에 의해 채워질 때 고정되도록 한다.

flags가 0이면 mlock2()는 mlock()과 동일하게 동작한다.

munlock()은 addr에서 시작해서 len 바이트만큼 이어지는 주소 범위의 페이지들을 고정 해제한다. 이 호출 후에는 지정한 메모리 범위를 일부라도 포함하는 모든 페이지들을 다시 커널이 외부 스왑 공간으로 옮길 수 있게 된다.

mlockall()은 호출 프로세스 주소 공간의 맵 된 페이지들을 모두 고정한다. 여기에는 코드와 데이터, 스택 세그먼트의 페이지들뿐 아니라 공유 라이브러리, 사용자 공간 커널 데이터, 공유 메모리, 메모리 맵 파일도 포함된다. 호출이 성공 반환할 때 맵 된 페이지들이 모두 램에 상주해 있다고 보장된다. 그리고 이후 풀기 전까지는 그 페이지들이 램 내에 있다고 보장된다.

flags 인자는 다음 상수를 1개 이상 비트 OR 해서 구성한다.

MCL_CURRENT

프로세스 주소 공간에 현재 맵 되어 있는 모든 페이지들을 고정한다.

MCL_FUTURE

프로세스 주소 공간에 향후 맵 되는 모든 페이지들을 고정한다. 예를 들어 힙과 스택을 키우는 데 필요한 새 페이지나 새로운 메모리 맵 파일 내지 공유 메모리 영역이 해당될 수 있을 것이다.

MCL_ONFAULT (리눅스 4.4부터)

MCL_CURRENT나 MCL_FUTURE, 또는 둘 모두와 함께 사용한다. 현재(MCL_CURRENT) 내지 향후(MCL_FUTURE) 매핑 모두에 폴트로 들어온 페이지를 고정하게 표시한다. MCL_CURRENT와 사용하면 현재 페이지들을 모두 고정하되 mlockall()이 부재 페이지를 폴트로 들이지는 않는다. MCL_FUTURE와 사용하면 향후 매핑 모두에 페이지가 폴트로 들어올 때 고정하게 표시하되 매핑 생성 시 고정으로 인해 페이지들이 채워지지는 않는다. MCL_ONFAULT는 MCL_CURRENT나 MCL_FUTURE, 또는 둘 모두와 함께 써야 한다.

MCL_FUTURE를 지정해 두면 이후 시스템 호출(가령 mmap(2), sbrk(2), malloc(3))로 인해 고정 바이트 수가 허용 최대치(아래 참고)를 초과하게 되는 경우 그 시스템 호출이 실패할 수 있다. 같은 상황에서 마찬가지로 스택 성장이 실패할 수도 있는데, 커널이 스택 확장을 거부하고 프로세스에게 SIGSEGV 시그널을 보내게 된다.

munlockall()은 호출 프로세스의 주소 공간으로 맵 되어 있는 페이지들을 모두 고정 해제한다.

성공 시 이 시스템 호출들은 0을 반환한다. 오류 시 -1을 반환하며 errno를 적절히 설정한다. 그리고 프로세스 주소 공간 내의 고정에 어떤 변화도 생기지 않는다.

ENOMEM

(리눅스 2.6.9 및 이후) 호출자에게 0 아닌 RLIMIT_MEMLOCK 연성 자원 제한이 있는데 허용 한계보다 많은 메모리를 고정하려 했다. 프로세스에 특권(CAP_IPC_LOCK)이 있으면 이 제약이 적용되지 않는다.

ENOMEM

(리눅스 2.4 및 이전) 호출 프로세스가 램 절반을 넘게 고정하려 했다.

EPERM

호출자에게 특권이 없는데 요청 동작을 수행하기 위해 특권(CAP_IPC_LOCK)이 필요하다.

mlock(), mlock2(), munlock():

EAGAIN

지정한 주소 범위의 일부 내지 전체를 고정할 수 없다.

EINVAL

덧셈 addr+len의 결과가 addr보다 작다. (가령 덧셈에서 오버플로우가 일어났을 수도 있다.)

EINVAL

(리눅스 외) addr이 페이지 크기의 배수가 아니다.

ENOMEM

지정한 주소 범위의 일부가 프로세스 주소 공간 내의 맵 된 페이지에 대응하지 않는다.

ENOMEM

영역을 고정하거나 풀면 상이한 속성(가령 고정과 비고정)의 매핑 총개수가 허용 최대치를 초과하게 된다. (예를 들어 현재 고정된 매핑 중간의 어느 범위를 풀면 양쪽의 고정된 매핑과 가운데의 풀린 페이지를 합쳐서 세 개 매핑이 생긴다.)

mlock2():

EINVAL

모르는 flags를 지정했다.

mlockall():

EINVAL

모르는 flags를 지정했다. 또는 MCL_FUTURE와 MCL_CURRENT 어느 쪽도 없이 MCL_ONFAULT를 지정했다.

munlockall():

EPERM

(리눅스 2.6.8 및 이전) 호출자에게 특권(CAP_IPC_LOCK)이 없다.

리눅스 4.4부터 mlock2()가 사용 가능하다. glibc 버전 2.27에서 지원이 추가되었다.

POSIX.1-2001, POSIX.1-2008, SVr4.

mlock2()는 리눅스 전용이다.

mlock() 및 munlock()이 사용 가능한 POSIX 시스템에는 <unistd.h>에 _POSIX_MEMLOCK_RANGE가 정의되어 있으며, <limits.h>의 상수 PAGESIZE나 (정의돼 있지 않으면) sysconf(_SC_PAGESIZE) 호출로 페이지의 바이트 수를 알아낼 수 있다.

mlockall() 및 munlockall()이 사용 가능한 POSIX 시스템에서는 <unistd.h>에 _POSIX_MEMLOCK이 0보다 큰 값으로 정의되어 있다. (sysconf(3)도 참고.)

메모리 고정의 주된 용처가 두 곳 있다. 실시간 알고리듬과 고수준 보안 데이터 처리이다. 실시간 응용에서는 시간이 예측 가능해야 하는데, 스케줄링에서도 그렇지만 페이징은 예상할 수 없는 프로그램 실행 지연의 주요 원인이다. 여기 더해 일반적으로 실시간 응용에서는 sched_setscheduler(2)로 실시간 스케줄러로 전환하게 된다. 암호 보안 소프트웨어에서는 종종 암호나 비밀키 같은 아주 중요한 바이트들을 자료 구조로 다룬다. 페이징 결과로 그 비밀값이 영속적인 스왑 저장 매체로 옮겨질 수 있을 것이고, 보안 소프트웨어가 램에서 그 비밀값을 삭제하고 종료한 후 오랫동안 공격자가 그 값에 접근 가능할 수도 있을 것이다. (하지만 메모리 고정과 상관없이 랩톱 및 일부 데스크톱의 절전 모드가 시스템 램의 사본을 디스크에 저장하게 된다는 점을 알고 있어야 한다.)

mlockall()을 이용해 페이지 폴트 지연을 방지하려는 실시간 프로세스에서는 시간이 중요한 영역에 진입하기 전에 스택 페이지를 충분하게 고정해서 함수 호출로 인해 페이지 폴트가 발생하지 않도록 하는 게 좋다. 충분히 큰 자동 변수(배열)를 할당해서 그 배열이 차지하는 메모리에 쓰기를 하여 스택 페이지들을 건드리는 함수를 호출하면 된다. 이렇게 하면 스택에 충분히 많은 페이지가 맵 되어서 램에 고정할 수 있다. 쓰기를 하는 것은 임계 구역에서 copy-on-write 페이지 폴트조차 일어나지 않게 하기 위해서이다.

fork(2)를 통해 생성되는 자식이 메모리 고정을 물려받지 않으며, execve(2) 과정 및 프로세스 종료 시에 자동으로 제거된다 (고정이 풀린다). fork(2)를 통해 생성되는 자식이 mlockall()의 MCL_FUTURE 및 MCL_FUTURE | MCL_ONFAULT 설정을 물려받지 않으며, execve(2) 과정에서 해제된다.

참고로 fork(2)에서는 주소 공간을 copy-on-write로 동작하게 만든다. 그 결과 이어지는 쓰기 접근이 페이지 폴트를 유발하게 되고, 이로 인해 실시간 프로세스에 높은 지연이 생길 수 있다. 따라서 mlockall()이나 mlock() 동작 후에 fork(2)를 호출하지 않는 게 매우 중요하다. 높은 우선순위로 도는 스레드와 같은 프로세스 내에서 낮은 우선순위로 도는 스레드에서 쓰기를 하는 경우도 마찬가지이다.

munmap(2)을 통해 주소 범위의 맵을 해제하면 주소 범위에 대한 메모리 고정이 자동으로 제거된다.

메모리 고정은 중첩되지 않는다. 즉, mlock(), mlock2(), mlockall() 호출로 여러 번 고정된 페이지가 해당 범위에 대한 munlock() 내지 munlockall() 호출 한 번으로 해제된다. 여러 위치에 맵 되어 있거나 여러 프로세스에 맵 되어 있는 페이지는 적어도 한 위치 내지 한 프로세스에 고정되어 있는 동안은 램에 고정되어 있는다.

MCL_FUTURE를 쓰는 mlockall() 호출 후에 그 플래그를 지정하지 않은 호출이 다시 있으면 MCL_FUTURE 호출에 의해 이뤄졌던 변경 사항들이 사라지게 된다.

mlock2()의 MLOCK_ONFAULT 플래그와 mlockall()의 MCL_ONFAULT 플래그를 이용하면 큰 메모리 매핑 중 (작은) 일부만 건드리는 응용에서 효율적인 메모리 고정이 가능하다. 그런 경우에 매핑 내 페이지 모두를 고정하는 것은 메모리 고정에 상당한 부담을 유발할 것이다.

리눅스에서 mlock(), mlock2(), munlock()은 addr을 자동으로 가장 가까운 페이지 경계로 내림 한다. 하지만 mlock() 및 munlock()의 POSIX.1 명세에서는 addr이 페이지에 정렬되어 있기를 구현에서 요구할 수 있도록 한다. 따라서 이식 가능한 응용에서는 정렬되어 있게 해야 한다.

리눅스 한정인 /proc/[pid]/status 파일의 VmLck 필드는 ID가 PID인 프로세스의 메모리 중 몇 킬로바이트가 mlock(), mlock2(), mlockall(), 그리고 mmap(2) MAP_LOCKED에 의해 고정되어 있는지 보여 준다.

리눅스 2.6.8 및 이전에서는 메모리를 고정하려면 프로세스에게 특권(CAP_IPC_LOCK)이 있어야 하며 그 프로세스가 고정할 수 있는 메모리 양의 한계를 RLIMIT_MEMLOCK 연성 자원 제한이 규정한다.

리눅스 2.6.9부터는 특권 프로세스가 고정할 수 있는 메모리 양에 제한을 두지 않으며 RLIMIT_MEMLOCK 연성 자원 제한은 대신 비특권 프로세스가 고정할 수 있는 메모리 양의 한계를 규정한다.

리눅스 4.8 및 이전에서 비특권 (즉 CAP_IPC_LOCK 없는) 프로세스의 고정 메모리 양 계산에 버그가 있었다. 그래서 addr과 len으로 지정한 범위가 기존 고정과 겹치는 경우에 겹치는 영역의 이미 고정된 바이트들이 제한 검사 때 두 번 계산되었다. 그 이중 계산 때문에 프로세스의 "고정 메모리 총량" 값을 RLIMIT_MEMLOCK 제한을 넘도록 잘못 계산하여 성공했어야 할 mlock() 및 mlock2() 요청이 실패하는 결과를 낳을 수 있었다. 리눅스 4.9에서 버그가 고쳐졌다.

2.4.17까지의 2.4 시리즈 리눅스 커널에서 버그 때문에 fork(2)를 거칠 때 mlockall() MCL_FUTURE 플래그를 물려받았다. 커널 2.4.18에서 수정되었다.

커널 2.6.9부터는 특권 프로세스가 mlockall(MCL_FUTURE)을 호출하고 이후 특권을 버리는 (가령 실효 UID를 0 아닌 값으로 설정해서 CAP_IPC_LOCK 역능을 잃는) 경우에 RLIMIT_MEMLOCK 자원 제한에 도달해 있으면 이어지는 메모리 할당(가령 mmap(2), brk(2))이 실패하게 된다.

mincore(2), mmap(2), setrlimit(2), shmctl(2), sysconf(3), proc(5), capabilities(7)

2018-02-02