[Reference] : 위 글은 다음 내용을 제가 공부한 후, 인용∙참고∙정리하여 만들어진 게시글입니다.
- 서론
- ptmalloc2
- Q&A
- 마치며
1. 서론
운영체제의 핵심 역할 중 하나는 한정된 메모리 자원을 각 프로세스에 효율적으로 배분하는 일입니다.
모든 프로세스는 실행 중에 메모리를 동적 할당하고, 할당한 메모리의 쓰임이 다하면 이를 해제합니다.
이 과정은 매우 빈번하게 일어납니다.
그래서 운영체제의 'Memory Allocator'는 이 동작이 빠르고, 메모리의 낭비 없이 이뤄지는 특수한 알고리즘으로 구현됩니다.
이러한 알고리즘은 여러 종류가 있습니다.
리눅스는 'ptmalloc2', 구글은 'tcmalloc', 페이스북이나 파이어폭스는 'jemalloc'을 사용합니다.
'ptmalloc2'는 어떤 메모리가 해제되면, 해제된 메모리의 특징을 기억하고 있다가 비슷한 메모리의 할당 요청이 발생하면, 이를 빠르게 반환해줍니다.
이를 통해, 할당의 속도를 높여줄 수 있고, 불필요한 메모리 사용을 막을 수 있습니다.
'ptmalloc2'는 동적 메모리를 관리하는 리눅스의 핵심 알고리즘이며, 이와 관련한 다양한 공격 기법이 연구됐습니다.
2. ptmalloc2
1) ptmalloc2
- ptmalloc2(pthread malloc 2)
: Wolfram Gloger가 개발한 Memory Allocator로, Doug Lea의 dlmalloc을 개선한 ptmalloc의 두 번째 버전
(이하에서는ptmlloc이라고 지칭
: 리눅스에서 사용하며,GLibc에 구현되어 있습니다.
ptmalloc의 구현 목표는 메모리의 효율적인 관리입니다.
이 한 문장에는 여러 세부 목표가 함축되어 있습니다.
- 메모리 낭비 방지
- 빠른 메모리 재사용
- 메모리 단편화 방지
(1) 메모리 낭비 방지
메모리의 동적 할당 / 해제는 매우 빈번하게 일어납니다.
그러나 컴퓨터의 메모리는 한정적이므로 새로운 메모리 공간을 무한히 할당할 수는 없습니다.
그래서 ptmalloc은 메모리 할당 요청이 발생하면, 먼저 해제된 공간 중에서 재사용할 수 있는 공간이 있는지 탐색합니다.
만약 메모리 공간 중에서 요청된 크기와 같은 크기의 공간이 있다면, 이를 그대로 재사용합니다.
또한, 작은 크기의 할당 요청이 발생하면, 해제된 메모리 공간 중 매우 큰 메모리 공간이 있으면 그 영역을 나눠주기도 합니다.
(2) 빠른 메모리 재사용
운영체제가 프로세스에게 제공해주는 가상 메모리 공간은 매우 넓습니다.
따라서 특정 메모리 공간을 해제한 이후에 빠르게 재사용하려면, 해제된 메모리 공간 주소를 기억하고 있어야 합니다.
이를 위해 ptmalloc은 메모리 공간을 해제할 때, tcahce 또는 bin이라는 연결 리스트에 해제된 공간의 정보를 저장해둡니다.
tcache나 bin은 여러 개가 정의되어 있으며, 각각은 서로 다른 크기의 메모리 공간들을 저장합니다.
그러면 특정 크기의 할당 요청이 발생했을 때, 그 크기와 관련된 저장소만 탐색하면 되므로 더욱 효율적으로 공간을 재사용할 수 있습니다.
(3) 메모리 단편화 방지
'메모리의 단편화Memory Fragmentation)'는 컴퓨터 과학의 메모리 관리 이론에서 다루는 중요한 문제 중 하나입니다.
'내부 단편화'는 할당한 메모리의 공간의 크기에 비해, 실제 데이터가 점유하는 공간이 적을 때 발생합니다.
(할당한 메모리 size > 실제 데이터 size)
'외부 단편화'는 반대로, 할당한 메모리 공간들 사이에 공간이 많아서 발생하는 비효율을 의미합니다.
이들을 '단편화'라고 부르는 이유는, 전체 메모리의 공간이 여러 데이터들에 의해 부분적으로 점유되기 때문입니다.
단편화가 심해질수록, 각 데이터 사이에 공간이 많아져서 메모리의 사용 효율이 감소합니다.
ptmalloc은 이러한 단편화를 줄이기 위해 '정렬(Alignment)', '병합(Coalescence)', '분할(Split)'을 사용합니다.
64비트 환경에서 ptmalloc은 메모리 공간을 16바이트 단위로 할당해줍니다.
사용자가 어떤 크기의 메모리 공간을 요청하면, 그보다 조금 크거나 16바이트 단위의 메모리 공간을 제공합니다.
예를 들어 4바이트를 요청하면 16바이트를, 17바이트를 요청하면 32바이트를 할당해줍니다.
이렇게 하면 16바이트 이내의 내부 단편화가 발생할 수 있지만, 역설적으로는 외부 단편화를 감소시키는 효과가 있습니다.
공간을 해제하고 재사용할 때, 정확히 같은 크기의 할당 요청이 발생할 가능성보다는, 비슷한 크기의 요청이 발생할 확률이 높습니다.
그래서 비슷한 크기의 요청에 대해서는 모두 같은 크기의 공간을 반환해야 해제된 청크들의 재사용률을 높이고, 외부 단편화도 줄일 수 있습니다.
한편, ptmalloc은 특정 조건을 만족하면 해제된 공간을 병합하기도 합니다. 병합으로 생성된 큰 공간은 그 공간과 같은 크기의 요청에 의해, 또는 그 보다 작은 요청에 의해 분할되어 재사용됩니다.
2) ptmalloc의 객체
'ptmalloc2'는
- 청크(Chunk)
- bin
- tcache
- arena
를 주요 객체로 사용합니다.
(1) 청크(Chunk)
- 청크(Chunk)
: ptmalloc이 할당한 메모리 공간
청크는 '헤더'와 '데이터'로 구성됩니다.
'헤더'에는 청크 관리에 필요한 정보를,
'데이터'에는 사용자가 입력한 데이터가 저장됩니다.
헤더는 청크의 상태를 나타내기 때문에,
사용 중인 청크(in-use)와 해제된 청크(freed)의 헤더는 구조가 다소 다릅니다.
사용 중인 청크(in-use)는 fd와 bk를 사용하지 않고, 그 영역에 사용자가 입력한 데이터를 저장합니다.
(1.1) prev_size
8바이트의 크기를 가집니다.
인전합 직전 청크의 크기입니다.
청크를 병합할 때, 직전 청크를 찾는 데 사용됩니다.
(1.2) size
8바이트의 크기를 가집니다.
현재 청크의 크기입니다.
헤더의 크기도 포함한 값입니다.
64비트 환경에서, 사용 중인 청크 헤더의 크기는 16바이트 이므로, 사용자가 요청한 크기를 정렬하고, 그 값에 16바이트를 더한 값이 됩니다.
(1.3) flags
3비트의 크기를 가집니다.
64비트 환경에서 청크는 16바이트 단위로 할당되므로, size의 하위 4비트는 의미를 갖지 않습니다.
그래서 ptmalloc은 size의 하위 3비트를 청크 관리에 필요한 플래그 값으로 사용합니다.
각 플래그는 순서대로 '(A)allocated arena', '(M)mmap'd', '(P)prev-in-use'를 나타냅니다.
'prev-in-use'는 직전 청크가 사용중인지를 나타내므로, ptmalloc은 이 플래그를 참조하여 병합히 필요한지 판단할 수 있습니다.
(1.4) fd
8바이트의 크기를 가집니다.
연결 리스트에서 다음 청크를 가리킵니다.
해제된 청크에만 있습니다.
(1.5) bk
8바이트의 크기를 가집니다.
연결 리스트에서 이전 청크를 가리킵니다.
해제된 청크에만 있습니다.
(2) bin
- bin
: 사용이 끝난 청크들이 저장되는 객체
메모리의 낭비를 막고, 해제된 청크를 빠르게 재사용할 수 있게 합니다.
ptmalooc에는 총 128개의 bin이 정의되어 있습니다.
이 중 62개는 smallbin, 63개는 largebin, 1개는 unsortedbin으로 사용되고, 나머지 2개는 사용되지 않습니다.
(2.1) smallbin
smallbin에는 32바이트 이상 1024 바이트 미만의 크기를 갖는 청크들이 보관됩니다.
하나의 smallbind에는 같은 크기의 청크들만 보관되며, index가 증가하면 저장되는 청크들의 크기는 16바이트씩 커집니다.
즉, smallbin[0]에는 32바이트 크기의 청크를, smallbin[61]은 1008바이트 크기의 청크를 보관합니다.
smallbin은 '원형 이중 연결 리스트(circular doubly-linked list)이며, 먼저 해제된 청크가 먼저 재할당됩니다.
이 같은 방식을 'FIFO(First-In-First-Out, 선입선출)'이라고 부릅니다.
(청크를 관리하는 방법에는 크기 LIFO(Last-In-First-Out), FIFO, adress-ordered가 있습니다. LIFO는 속도가 빠르지만 파편화가 심하고, adress-ordered는 정렬을 해야 해서 속도는 느리지만 파편화가 가장 적습니다. FIFO는 중간입니다.)
이중 연결 리스트의 특성상, smallbin에 청크를 추가하거나 꺼낼 때 연결 고리를 끊는 과정이 필요합니다.
ptmalloc은 이 과정을 unlink라고 부릅니다.
또한, smallbin의 청크들은 ptmalloc의 병합 대상입니다.
메모리 상에서 인전합 두 청크가 해제되어 있고, 이들이 smallbin에 있으면, 이 둘은 병합됩니다.
ptmalloc은 이 과정을 consolidation이라고 부릅니다.
(2.2) fastbin
일반적으로 크기가 작은 청크들이 큰 청크들보다 빈번하게 할당되고 해제됩니다.
따라서 크기가 작은 청크들의 할당 / 해제를 효율적으로 하는게 전체적인 효율성 측면에서 중요합니다.
이러한 이유로 ptmalloc은 어떤 크기를 정해두고, 이보다 작은 청크들은 smallbin이 아니라 fastbin에 저장합니다.
그리고 이들을 관리할 때는 메모리 단편화보다 속도를 조금 더 우선순위로 둡니다.
fasbin에는 32바이트 이상 176바이트 이하 크기의 청크들이 보관되며, 이에 따라 16바이트 단위로 총 10개의 fastbin이 있습니다.
즉, 리눅스에서는 32바이트 이상, 128바이트 이하의 청크들을 fastbin에 저장합니다.
fastbin은 단일 연결 리스트입니다.
단일 연결리스트이므로 청크를 꺼낼 때 꺼낸 청크의 앞과 뒤를 연결하는 unlink 과정을 수행하지 않아도 됩니다.
또한, fastbin은 속도는 빠르지만 다른 방법에 비해 파편화가 심한 LIFO를 사용합니다.
이에 따라 나중에 해제된 청크가 먼저 재할당됩니다.
마지막으로, fastbin에 저장되는 청크들은 서로 병합되지 않습니다. 그래서 청크 간 병합에 사용되는 연산도 아낄 수 있습니다.
(2.3) largebin
largebin은 1024 바이트 이상의 크기를 갖는 청크들이 보관됩니다.
총 63개의 largebin이 있는데, smallbin, fastbin과 달리, 한 largebin에서 일정한 범위 안의 크기를 갖는 청크들을 모두 보관합니다.
이 범위는 largebin의 인덱스가 증가하면 로그적으로 증가합니다.
예를 들어, largebin[0]에는 1024바이트 이상 1088바이트 미만의 청크를 보관하며, largebin[32]는 3072바이트 이상, 3584바이트 미만의 청크를 보관합니다.
이런 방법은 적은 수의 largebin으로 다양한 크기를 갖는 청크들을 관리할 수 있습니다.
largebin은 범위에 해당하는 모든 청크를 보관하기 때문에, 재할당 요청이 발생했을 때 ptmalloc은 그 안에서 크기가 비슷한 청크(best-fit)를 꺼내 재할당합니다.
이 과정을 빠르게 하려고 ptmalloc은 largebin안의 청크를 크기 내림차순으로 정렬합니다.
largebin은 이중 연결 리스트이므로 재할당 과정에서 unlink도 동반됩니다.
또한, 연속된 largebin 청크들은 병합 대상이 됩니다.
(2. 4) unsortedbin
unsortedbin은 분류되지 않은 청크들을 보관하는 bin입니다.
unsortedbin은 하나만 존재하며, fastbin에 들어가지 않는 모든 청크들은 해제될 때, 크기를 구분하지 않고 unsortedbin에 보관됩니다.
원형 이중 연결 리스트이며 내부적으로 정렬되지 않습니다.
smallbin 크기에 해당하는 청크를 할당 요청하면, ptmalloc은 fastbin 또는 smallbin을 탐색한 뒤, unsortedbin을 먼저 탐색합니다.
largebin 크기에 해당하는 청크는 unsortedbin을 먼저 탐색합니다. 그리고 적절한 청크를 발견하면 해당 청크를 꺼내 재사용합니다.
이 과정에서, 탐색된 청크들은 크기에 따라 적절한 bin으로 분류됩니다.
ptmalloc은 unosrtedbin을 활용하여 불필요한 연산을 줄이고, 성능을 최적화합니다.
어떤 청크를 해제한 후, 비슷한 크기의 청크를 바로 할당하거나, 또는 한 번에 여러 청크들을 연속적으로 해제하는 경우가 빈번하게 발생한다고 합니다.
전자의 상황에서 unsortedbin을 사용하면, 청크 분류에 낭비되는 비용을 줄일 수 잇습니다. 또한 청크의 크기가 largebin의 범위에 속하면 청크를 연결할 적절한 위치를 탐색해야 하는 비용도 발생합니다.
후자의 상황에서, 연속적으로 청크를 해제하고 병합하고 재분류하는 과정이 반복적으로 발생할텐데, unsortedbin을 사용하면 이러한 비용도 줄일 수 있습니다.
(3) arena
- arena
: fastbin, smallbin, largebin 등의 정보를 모두 담고 있는 개체
멀티 쓰레드 환경에서 ptmalloc은 레이스 컨디션을 막기 위해 arena에 접근할 때, arena에 락을 적용합니다.
그러나 이 방식은, 레이스 컨디션은 막을 수 있지만, 병목 현상을 일으킬 수 있습니다.
ptmalloc은 이를 최대한 피하기 위해 최대 64개의 arena를 생성할 수 있게 합니다.
arena에 락이 걸려서 대기해야하는 경우, 새로운 arena를 생성해서 이를 피할 수 있습니다.
그런데, 생성할 수 있는 개수가 64개로 제한되어 있으므로, 과도한 멀티 쓰레드 환경에서는 병목 현상이 발생합니다.
그래서 Glibc 2.26에서는 'tcache'를 추가적으로 도입했습니다.
(3.1) 레이스 컨디션(Race Condition)
- 레이스 컨디션(Race Condition)
: 어떤 공유 자원을 여러 쓰레드나 프로세스에서 접근할 때 발생하는 오작동
예를 들어, 한 쓰레드가 어떤 사용자의 계정 정보를 참조하고 있는데, 다른 쓰레드가 그 계정 정보를 삭제하면, 참조하고 있던 다른 쓰레드에서는 삭제된 계정 정보를 참조하게 됩니다.
이는 심각한 보안 문제로 이어질 수 있습니다.
이러한 문제를 막기 위해, 멀티 쓰레딩을 지원하는 프로그래밍 언어들은 '락(Lock)' 기능을 제공합니다.
락은 문자 그대로 자물쇠 역할을 합니다.
한 쓰레드에서 어떤 공유 자원을 사용하는 동안 락을 걸어놓음으로써 다른 쓰레드에 의한 조작을 차단할 수 있고, 레이스 컨디션을 방지할 수 있습니다.
그런데 락은 쓰레드를 무제한으로 대기시키기 때문에, 구현을 잘못하거나 쓰레드의 수가 과다하게 많아지면 병목현상을 일으킬 수 있습니다.
락으로 인해 발생하는 대표적인 문제가 '데드락(Deadlock)'입니다.
여러 쓰레드가 물리고 물려서 어떤 쓰레드도 락을 해제하지 못하는 상황을 말합니다.
(4) tcache
- tcache(thread local cache)
: 각 쓰레드에 독립적으로 할당하는 캐시 저장소를 지칭
: 멀티 쓰레드 환경에서 더욱 최적화된 메모리 관리 메커니즘을 제공
각 쓰레드는 64개의 tcache를 가지고 있습니다.
tcache는 fastbin과 마찬가지로 LIFO 방식을 사용하는 단일 연결리스트이며, 하나의 tcache는 같은 크기의 청크들만 보관합니다.
리눅스는 각 tcache에 보관할 수 있는 청크의 갯수를 7개로 제한하고 있는데,
이는 쓰레드마다 정의되는 tcache의 특성상, 무제한으로 청크를 연결할 수 있으면 메모리가 낭비되기 때문입니다.
tcache에 들어간 청크들은 병합되지 않습니다.
tchache에는 32바이트 이상, 1040바이트 이하의 크기를 갖는 청크들이 보관됩니다.
이 범위에 속하는 청크들은 할당 및 해제될 때 tcache를 가장 먼저 조작합니다.
청크가 보관될 tcache가 가득찼을 경우에는 적절한 bin으로 분류됩니다.
tcache는 각 쓰레드가 고유하게 갖는 캐시이기 때문에, ptmalloc은 레이스 컨디션을 고려하지 않고 이 캐시에 접근할 수 있습니다.
arena의 bin에 접근전하기 전에 tcache를 먼저 사용하므로 arena에서 발생할 수 있는 병목 현상을 완화하는 효과가 있습니다.
tchace는 보안 검사가 많이 생략되어 있어 공격자들에게는 '힙 익스플로잇'의 좋은 도구로 활용되고 있습니다.
3. Q&A
-
4. 마치며
-
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