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| author | SeongJae Park <sj38.park@gmail.com> | 2016-11-08 21:26:08 +0900 |
|---|---|---|
| committer | Jonathan Corbet <corbet@lwn.net> | 2016-11-13 11:49:52 -0700 |
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Signed-off-by: SeongJae Park <sj38.park@gmail.com>
Signed-off-by: Jonathan Corbet <corbet@lwn.net>
Diffstat (limited to 'Documentation/ko_KR')
| -rw-r--r-- | Documentation/ko_KR/HOWTO | 637 | ||||
| -rw-r--r-- | Documentation/ko_KR/memory-barriers.txt | 3171 | ||||
| -rw-r--r-- | Documentation/ko_KR/stable_api_nonsense.txt | 195 |
3 files changed, 0 insertions, 4003 deletions
diff --git a/Documentation/ko_KR/HOWTO b/Documentation/ko_KR/HOWTO deleted file mode 100644 index 3b0c15b..0000000 --- a/Documentation/ko_KR/HOWTO +++ /dev/null @@ -1,637 +0,0 @@ -NOTE: -This is a version of Documentation/process/howto.rst translated into korean -This document is maintained by Minchan Kim <minchan@kernel.org> -If you find any difference between this document and the original file or -a problem with the translation, please contact the maintainer of this file. - -Please also note that the purpose of this file is to be easier to -read for non English (read: korean) speakers and is not intended as -a fork. So if you have any comments or updates for this file please -try to update the original English file first. - ----------------------------------- - -이 문서는 -Documentation/process/howto.rst -의 한글 번역입니다. - -역자： 김민찬 <minchan@kernel.org> -감수： 이제이미 <jamee.lee@samsung.com> - ----------------------------------- - - -어떻게 리눅스 커널 개발을 하는가 -================================ - -이 문서는 커널 개발에 있어 가장 중요한 문서이다. 이 문서는 -리눅스 커널 개발자가 되는 법과 리눅스 커널 개발 커뮤니티와 일하는 -법을 담고있다. 커널 프로그래밍의 기술적인 측면과 관련된 내용들은 -포함하지 않으려고 하였지만 올바른 길로 여러분을 안내하는 데는 도움이 -될 것이다. - -이 문서에서 오래된 것을 발견하면 문서의 아래쪽에 나열된 메인테이너에게 -패치를 보내달라. - - -소개 ----- - -자, 여러분은 리눅스 커널 개발자가 되는 법을 배우고 싶은가? 아니면 -상사로부터"이 장치를 위한 리눅스 드라이버를 작성하시오"라는 말을 -들었는가? 이 문서의 목적은 여러분이 겪게 될 과정과 커뮤니티와 협력하는 -법을 조언하여 여러분의 목적을 달성하기 위해 필요한 것 모두를 알려주기 -위함이다. - -커널은 대부분은 C로 작성되어 있고 몇몇 아키텍쳐의 의존적인 부분은 -어셈블리로 작성되어 있다. 커널 개발을 위해 C를 잘 이해하고 있어야 한다. -여러분이 특정 아키텍쳐의 low-level 개발을 할 것이 아니라면 -어셈블리(특정 아키텍쳐)는 잘 알아야 할 필요는 없다. -다음의 참고서적들은 기본에 충실한 C 교육이나 수년간의 경험에 견주지는 -못하지만 적어도 참고 용도로는 좋을 것이다 - - - "The C Programming Language" by Kernighan and Ritchie [Prentice Hall] - - "Practical C Programming" by Steve Oualline [O'Reilly] - - "C: A Reference Manual" by Harbison and Steele [Prentice Hall] - -커널은 GNU C와 GNU 툴체인을 사용하여 작성되었다. 이 툴들은 ISO C89 표준을 -따르는 반면 표준에 있지 않은 많은 확장기능도 가지고 있다. 커널은 표준 C -라이브러리와는 관계없이 freestanding C 환경이어서 C 표준의 일부는 -지원되지 않는다. 임의의 long long 나누기나 floating point는 지원되지 않는다. -때론 이런 이유로 커널이 그런 확장 기능을 가진 툴체인을 가지고 만들어졌다는 -것이 이해하기 어려울 수도 있고 게다가 불행하게도 그런 것을 정확하게 설명하는 -어떤 참고문서도 있지 않다. 정보를 얻기 위해서는 gcc info (`info gcc`)페이지를 -살펴보라. - -여러분은 기존의 개발 커뮤니티와 협력하는 법을 배우려고 하고 있다는 것을 -기억하라. 코딩, 스타일, 함수에 관한 훌륭한 표준을 가진 사람들이 모인 -다양한 그룹이 있다. 이 표준들은 오랜동안 크고 지역적으로 분산된 팀들에 -의해 가장 좋은 방법으로 일하기 위하여 찾은 것을 기초로 만들어져 왔다. -그 표준들은 문서화가 잘 되어있기 때문에 가능한한 미리 많은 표준들에 -관하여 배우려고 시도하라. 다른 사람들은 여러분이나 여러분의 회사가 -일하는 방식에 적응하는 것을 원하지는 않는다. - - -법적 문제 ---------- - -리눅스 커널 소스 코드는 GPL로 배포(release)되었다. 소스트리의 메인 -디렉토리에 있는 라이센스에 관하여 상세하게 쓰여 있는 COPYING이라는 -파일을 봐라. 여러분이 라이센스에 관한 더 깊은 문제를 가지고 있다면 -리눅스 커널 메일링 리스트에 묻지말고 변호사와 연락하라. 메일링 -리스트들에 있는 사람들은 변호사가 아니기 때문에 법적 문제에 관하여 -그들의 말에 의지해서는 안된다. - -GPL에 관한 잦은 질문들과 답변들은 다음을 참조하라. - - https://www.gnu.org/licenses/gpl-faq.html - - -문서 ----- - -리눅스 커널 소스 트리는 커널 커뮤니티와 협력하는 법을 배우기위해 훌륭한 -다양한 문서들을 가지고 있다. 새로운 기능들이 커널에 들어가게 될 때, -그 기능을 어떻게 사용하는지에 관한 설명을 위하여 새로운 문서 파일을 -추가하는 것을 권장한다. 커널이 유저스페이스로 노출하는 인터페이스를 -변경하게 되면 변경을 설명하는 메뉴얼 페이지들에 대한 패치나 정보를 -mtk.manpages@gmail.com의 메인테이너에게 보낼 것을 권장한다. - -다음은 커널 소스 트리에 있는 읽어야 할 파일들의 리스트이다. - - README - 이 파일은 리눅스 커널에 관하여 간단한 배경 설명과 커널을 설정하고 - 빌드하기 위해 필요한 것을 설명한다. 커널에 입문하는 사람들은 여기서 - 시작해야 한다. - - :ref:`Documentation/process/changes.rst <changes>` - 이 파일은 커널을 성공적으로 빌드하고 실행시키기 위해 필요한 다양한 - 소프트웨어 패키지들의 최소 버젼을 나열한다. - - :ref:`Documentation/process/coding-style.rst <codingstyle>` - 이 문서는 리눅스 커널 코딩 스타일과 그렇게 한 몇몇 이유를 설명한다. - 모든 새로운 코드는 이 문서에 가이드라인들을 따라야 한다. 대부분의 - 메인테이너들은 이 규칙을 따르는 패치들만을 받아들일 것이고 많은 사람들이 - 그 패치가 올바른 스타일일 경우만 코드를 검토할 것이다. - - :ref:`Documentation/process/submitting-patches.rst <submittingpatches>` 와 :ref:`Documentation/process/submitting-drivers.rst <submittingdrivers>` - 이 파일들은 성공적으로 패치를 만들고 보내는 법을 다음의 내용들로 - 굉장히 상세히 설명하고 있다(그러나 다음으로 한정되진 않는다). - - - Email 내용들 - - Email 양식 - - 그것을 누구에게 보낼지 - - 이러한 규칙들을 따르는 것이 성공(역자주: 패치가 받아들여 지는 것)을 - 보장하진 않는다(왜냐하면 모든 패치들은 내용과 스타일에 관하여 - 면밀히 검토되기 때문이다). 그러나 규칙을 따르지 않는다면 거의 - 성공하지도 못할 것이다. - - 올바른 패치들을 만드는 법에 관한 훌륭한 다른 문서들이 있다. - - "The Perfect Patch" - https://www.ozlabs.org/~akpm/stuff/tpp.txt - - "Linux kernel patch submission format" - http://linux.yyz.us/patch-format.html - - :ref:`Documentation/process/stable-api-nonsense.rst <stable_api_nonsense>` - 이 문서는 의도적으로 커널이 불변하는 API를 갖지 않도록 결정한 - 이유를 설명하며 다음과 같은 것들을 포함한다. - - - 서브시스템 shim-layer(호환성을 위해?) - - 운영체제들간의 드라이버 이식성 - - 커널 소스 트리내에 빠른 변화를 늦추는 것(또는 빠른 변화를 막는 것) - - 이 문서는 리눅스 개발 철학을 이해하는데 필수적이며 다른 운영체제에서 - 리눅스로 전향하는 사람들에게는 매우 중요하다. - - - :ref:`Documentation/admin-guide/security-bugs.rst <securitybugs>` - 여러분들이 리눅스 커널의 보안 문제를 발견했다고 생각한다면 이 문서에 - 나온 단계에 따라서 커널 개발자들에게 알리고 그 문제를 해결할 수 있도록 - 도와 달라. - - :ref:`Documentation/process/management-style.rst <managementstyle>` - 이 문서는 리눅스 커널 메인테이너들이 그들의 방법론에 녹아 있는 - 정신을 어떻게 공유하고 운영하는지를 설명한다. 이것은 커널 개발에 입문하는 - 모든 사람들(또는 커널 개발에 작은 호기심이라도 있는 사람들)이 - 읽어야 할 중요한 문서이다. 왜냐하면 이 문서는 커널 메인테이너들의 - 독특한 행동에 관하여 흔히 있는 오해들과 혼란들을 해소하고 있기 - 때문이다. - - :ref:`Documentation/process/stable_kernel_rules.rst <stable_kernel_rules>` - 이 문서는 안정적인 커널 배포가 이루어지는 규칙을 설명하고 있으며 - 여러분들이 이러한 배포들 중 하나에 변경을 하길 원한다면 - 무엇을 해야 하는지를 설명한다. - - :ref:`Documentation/process/kernel-docs.rst <kernel_docs>` - 커널 개발에 관계된 외부 문서의 리스트이다. 커널 내의 포함된 문서들 - 중에 여러분이 찾고 싶은 문서를 발견하지 못할 경우 이 리스트를 - 살펴보라. - - :ref:`Documentation/process/applying-patches.rst <applying_patches>` - 패치가 무엇이며 그것을 커널의 다른 개발 브랜치들에 어떻게 - 적용하는지에 관하여 자세히 설명하고 있는 좋은 입문서이다. - -커널은 소스 코드 그 자체에서 또는 이것과 같은 ReStructuredText 마크업 (ReST) 을 -통해 자동적으로 만들어질 수 있는 많은 문서들을 가지고 있다. 이것은 커널 내의 -API에 대한 모든 설명, 그리고 락킹을 올바르게 처리하는 법에 관한 규칙을 포함하고 -있다. - -모든 그런 문서들은 커널 소스 디렉토리에서 다음 커맨드를 실행하는 것을 통해 PDF -나 HTML 의 형태로 만들어질 수 있다:: - - make pdfdocs - make htmldocs - -ReST 마크업을 사용하는 문서들은 Documentation/output 에 생성된다. 해당 -문서들은 다음의 커맨드를 사용하면 LaTeX 이나 ePub 로도 만들어질 수 있다:: - - make latexdocs - make epubdocs - -현재, ReST 로의 변환이 진행중인, DocBook 으로 쓰인 문서들이 존재한다. 그런 -문서들은 Documentation/DocBook/ 디렉토리 안에 생성될 것이고 다음 커맨드를 통해 -Postscript 나 man page 로도 만들어질 수 있다:: - - make psdocs - make mandocs - -커널 개발자가 되는 것 ---------------------- - -여러분이 리눅스 커널 개발에 관하여 아무것도 모른다면 Linux KernelNewbies -프로젝트를 봐야 한다. - - https://kernelnewbies.org - -그곳은 거의 모든 종류의 기본적인 커널 개발 질문들(질문하기 전에 먼저 -아카이브를 찾아봐라. 과거에 이미 답변되었을 수도 있다)을 할 수 있는 도움이 -될만한 메일링 리스트가 있다. 또한 실시간으로 질문 할 수 있는 IRC 채널도 -가지고 있으며 리눅스 커널 개발을 배우는 데 유용한 문서들을 보유하고 있다. - -웹사이트는 코드구성, 서브시스템들, 그리고 현재 프로젝트들 -(트리 내, 외부에 존재하는)에 관한 기본적인 정보들을 가지고 있다. 또한 -그곳은 커널 컴파일이나 패치를 하는 법과 같은 기본적인 것들을 설명한다. - -여러분이 어디서 시작해야 할진 모르지만 커널 개발 커뮤니티에 참여할 수 -있는 일들을 찾길 원한다면 리눅스 커널 Janitor 프로젝트를 살펴봐라. - - https://kernelnewbies.org/KernelJanitors - -그곳은 시작하기에 훌륭한 장소이다. 그곳은 리눅스 커널 소스 트리내에 -간단히 정리되고 수정될 수 있는 문제들에 관하여 설명한다. 여러분은 이 -프로젝트를 대표하는 개발자들과 일하면서 자신의 패치를 리눅스 커널 트리에 -반영하기 위한 기본적인 것들을 배우게 될것이며 여러분이 아직 아이디어를 -가지고 있지 않다면 다음에 무엇을 해야할지에 관한 방향을 배울 수 있을 -것이다. - -여러분들이 이미 커널 트리에 반영하길 원하는 코드 묶음을 가지고 있지만 -올바른 포맷으로 포장하는데 도움이 필요하다면 그러한 문제를 돕기 위해 -만들어진 kernel-mentors 프로젝트가 있다. 그곳은 메일링 리스트이며 -다음에서 참조할 수 있다. - - https://selenic.com/mailman/listinfo/kernel-mentors - -리눅스 커널 코드에 실제 변경을 하기 전에 반드시 그 코드가 어떻게 -동작하는지 이해하고 있어야 한다. 코드를 분석하기 위하여 특정한 툴의 -도움을 빌려서라도 코드를 직접 읽는 것보다 좋은 것은 없다(대부분의 -자잘한 부분들은 잘 코멘트되어 있다). 그런 툴들 중에 특히 추천할만한 -것은 Linux Cross-Reference project이며 그것은 자기 참조 방식이며 -소스코드를 인덱스된 웹 페이지들의 형태로 보여준다. 최신의 멋진 커널 -코드 저장소는 다음을 통하여 참조할 수 있다. - - http://lxr.free-electrons.com/ - - -개발 프로세스 -------------- - -리눅스 커널 개발 프로세스는 현재 몇몇 다른 메인 커널 "브랜치들"과 -서브시스템에 특화된 커널 브랜치들로 구성된다. 몇몇 다른 메인 -브랜치들은 다음과 같다. - - - main 4.x 커널 트리 - - 4.x.y - 안정된 커널 트리 - - 4.x -git 커널 패치들 - - 서브시스템을 위한 커널 트리들과 패치들 - - 4.x - 통합 테스트를 위한 next 커널 트리 - -4.x 커널 트리 -~~~~~~~~~~~~~ - -4.x 커널들은 Linus Torvalds가 관리하며 https://kernel.org 의 -pub/linux/kernel/v4.x/ 디렉토리에서 참조될 수 있다.개발 프로세스는 다음과 같다. - - - 새로운 커널이 배포되자마자 2주의 시간이 주어진다. 이 기간동은 - 메인테이너들은 큰 diff들을 Linus에게 제출할 수 있다. 대개 이 패치들은 - 몇 주 동안 -next 커널내에 이미 있었던 것들이다. 큰 변경들을 제출하는 데 - 선호되는 방법은 git(커널의 소스 관리 툴, 더 많은 정보들은 - https://git-scm.com/ 에서 참조할 수 있다)를 사용하는 것이지만 순수한 - 패치파일의 형식으로 보내는 것도 무관하다. - - 2주 후에 -rc1 커널이 배포되며 지금부터는 전체 커널의 안정성에 영향을 - 미칠수 있는 새로운 기능들을 포함하지 않는 패치들만이 추가될 수 있다. - 완전히 새로운 드라이버(혹은 파일시스템)는 -rc1 이후에만 받아들여진다는 - 것을 기억해라. 왜냐하면 변경이 자체내에서만 발생하고 추가된 코드가 - 드라이버 외부의 다른 부분에는 영향을 주지 않으므로 그런 변경은 - 회귀(역자주: 이전에는 존재하지 않았지만 새로운 기능추가나 변경으로 인해 - 생겨난 버그)를 일으킬 만한 위험을 가지고 있지 않기 때문이다. -rc1이 - 배포된 이후에 git를 사용하여 패치들을 Linus에게 보낼수 있지만 패치들은 - 공식적인 메일링 리스트로 보내서 검토를 받을 필요가 있다. - - 새로운 -rc는 Linus가 현재 git tree가 테스트 하기에 충분히 안정된 상태에 - 있다고 판단될 때마다 배포된다. 목표는 새로운 -rc 커널을 매주 배포하는 - 것이다. - - 이러한 프로세스는 커널이 "준비(ready)"되었다고 여겨질때까지 계속된다. - 프로세스는 대체로 6주간 지속된다. - -커널 배포에 있어서 언급할만한 가치가 있는 리눅스 커널 메일링 리스트의 -Andrew Morton의 글이 있다. - - *"커널이 언제 배포될지는 아무도 모른다. 왜냐하면 배포는 알려진 - 버그의 상황에 따라 배포되는 것이지 미리정해 놓은 시간에 따라 - 배포되는 것은 아니기 때문이다."* - -4.x.y - 안정 커널 트리 -~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~ - -3 자리 숫자로 이루어진 버젼의 커널들은 -stable 커널들이다. 그것들은 4.x -커널에서 발견된 큰 회귀들이나 보안 문제들 중 비교적 작고 중요한 수정들을 -포함한다. - -이것은 가장 최근의 안정적인 커널을 원하는 사용자에게 추천되는 브랜치이며, -개발/실험적 버젼을 테스트하는 것을 돕고자 하는 사용자들과는 별로 관련이 없다. - -어떤 4.x.y 커널도 사용할 수 없다면 그때는 가장 높은 숫자의 4.x -커널이 현재의 안정 커널이다. - -4.x.y는 "stable" 팀<stable@vger.kernel.org>에 의해 관리되며 거의 매번 격주로 -배포된다. - -커널 트리 문서들 내에 Documentation/process/stable-kernel-rules.rst 파일은 어떤 -종류의 변경들이 -stable 트리로 들어왔는지와 배포 프로세스가 어떻게 -진행되는지를 설명한다. - -4.x -git 패치들 -~~~~~~~~~~~~~~~ - -git 저장소(그러므로 -git이라는 이름이 붙음)에는 날마다 관리되는 Linus의 -커널 트리의 snapshot 들이 있다. 이 패치들은 일반적으로 날마다 배포되며 -Linus의 트리의 현재 상태를 나타낸다. 이 패치들은 정상적인지 조금도 -살펴보지 않고 자동적으로 생성된 것이므로 -rc 커널들 보다도 더 실험적이다. - -서브시스템 커널 트리들과 패치들 -~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~ - -다양한 커널 서브시스템의 메인테이너들 --- 그리고 많은 커널 서브시스템 개발자들 ---- 은 그들의 현재 개발 상태를 소스 저장소로 노출한다. 이를 통해 다른 사람들도 -커널의 다른 영역에 어떤 변화가 이루어지고 있는지 알 수 있다. 급속히 개발이 -진행되는 영역이 있고 그렇지 않은 영역이 있으므로, 개발자는 다른 개발자가 제출한 -수정 사항과 자신의 수정사항의 충돌이나 동일한 일을 동시에 두사람이 따로 -진행하는 사태를 방지하기 위해 급속히 개발이 진행되고 있는 영역에 작업의 -베이스를 맞춰줄 것이 요구된다. - -대부분의 이러한 저장소는 git 트리지만, git이 아닌 SCM으로 관리되거나, quilt -시리즈로 제공되는 패치들도 존재한다. 이러한 서브시스템 저장소들은 MAINTAINERS -파일에 나열되어 있다. 대부분은 https://git.kernel.org 에서 볼 수 있다. - -제안된 패치는 서브시스템 트리에 커밋되기 전에 메일링 리스트를 통해 -리뷰된다(아래의 관련 섹션을 참고하기 바란다). 일부 커널 서브시스템의 경우, 이 -리뷰 프로세스는 patchwork라는 도구를 통해 추적된다. patchwork은 등록된 패치와 -패치에 대한 코멘트, 패치의 버전을 볼 수 있는 웹 인터페이스를 제공하고, -메인테이너는 패치를 리뷰 중, 리뷰 통과, 또는 반려됨으로 표시할 수 있다. -대부분의 이러한 patchwork 사이트는 https://patchwork.kernel.org/ 또는 -http://patchwork.ozlabs.org/ 에 나열되어 있다. - -4.x - 통합 테스트를 위한 next 커널 트리 ---------------------------------------- -서브시스템 트리들의 변경사항들은 mainline 4.x 트리로 들어오기 전에 통합 -테스트를 거쳐야 한다. 이런 목적으로, 모든 서브시스템 트리의 변경사항을 거의 -매일 받아가는 특수한 테스트 저장소가 존재한다: - - https://git.kernel.org/?p=linux/kernel/git/sfr/linux-next.git - -이런 식으로, -next 커널을 통해 다음 머지 기간에 메인라인 커널에 어떤 변경이 -가해질 것인지 간략히 알 수 있다. 모험심 강한 테스터라면 -next 커널에서 테스트를 -수행하는 것도 좋을 것이다. - - -버그 보고 ---------- - -https://bugzilla.kernel.org는 리눅스 커널 개발자들이 커널의 버그를 추적하는 -곳이다. 사용자들은 발견한 모든 버그들을 보고하기 위하여 이 툴을 사용할 것을 -권장한다. kernel bugzilla를 사용하는 자세한 방법은 다음을 참조하라. - - https://bugzilla.kernel.org/page.cgi?id=faq.html - -메인 커널 소스 디렉토리에 있는 admin-guide/reporting-bugs.rst 파일은 커널 버그라고 생각되는 -것을 보고하는 방법에 관한 좋은 템플릿이며 문제를 추적하기 위해서 커널 -개발자들이 필요로 하는 정보가 무엇들인지를 상세히 설명하고 있다. - - -버그 리포트들의 관리 --------------------- - -여러분의 해킹 기술을 연습하는 가장 좋은 방법 중의 하는 다른 사람들이 -보고한 버그들을 수정하는 것이다. 여러분은 커널을 더욱 안정화시키는데 -도움을 줄 뿐만이 아니라 실제있는 문제들을 수정하는 법을 배우게 되고 -그와 함께 여러분들의 기술은 향상될 것이며 다른 개발자들이 여러분의 -존재에 대해 알게 될 것이다. 버그를 수정하는 것은 개발자들 사이에서 -점수를 얻을 수 있는 가장 좋은 방법중의 하나이다. 왜냐하면 많은 사람들은 -다른 사람들의 버그들을 수정하기 위하여 시간을 낭비하지 않기 때문이다. - -이미 보고된 버그 리포트들을 가지고 작업하기 위해서 https://bugzilla.kernel.org -를 참조하라. 여러분이 앞으로 생겨날 버그 리포트들의 조언자가 되길 원한다면 -bugme-new 메일링 리스트나(새로운 버그 리포트들만이 이곳에서 메일로 전해진다) -bugme-janitor 메일링 리스트(bugzilla에 모든 변화들이 여기서 메일로 전해진다) -에 등록하면 된다. - - https://lists.linux-foundation.org/mailman/listinfo/bugme-new - - https://lists.linux-foundation.org/mailman/listinfo/bugme-janitors - - - -메일링 리스트들 ---------------- - -위의 몇몇 문서들이 설명하였지만 핵심 커널 개발자들의 대다수는 -리눅스 커널 메일링 리스트에 참여하고 있다. 리스트에 등록하고 해지하는 -방법에 관한 자세한 사항은 다음에서 참조할 수 있다. - - http://vger.kernel.org/vger-lists.html#linux-kernel - -웹상의 많은 다른 곳에도 메일링 리스트의 아카이브들이 있다. -이러한 아카이브들을 찾으려면 검색 엔진을 사용하라. 예를 들어: - - http://dir.gmane.org/gmane.linux.kernel - -여러분이 새로운 문제에 관해 리스트에 올리기 전에 말하고 싶은 주제에 관한 -것을 아카이브에서 먼저 찾아보기를 강력히 권장한다. 이미 상세하게 토론된 많은 -것들이 메일링 리스트의 아카이브에 기록되어 있다. - -각각의 커널 서브시스템들의 대부분은 자신들의 개발에 관한 노력들로 이루어진 -분리된 메일링 리스트를 따로 가지고 있다. 다른 그룹들이 무슨 리스트를 가지고 -있는지는 MAINTAINERS 파일을 참조하라. - -많은 리스트들은 kernel.org에서 호스트되고 있다. 그 정보들은 다음에서 참조될 수 있다. - - http://vger.kernel.org/vger-lists.html - -리스트들을 사용할 때는 올바른 예절을 따를 것을 유념해라. -대단하진 않지만 다음 URL은 리스트(혹은 모든 리스트)와 대화하는 몇몇 간단한 -가이드라인을 가지고 있다. - - http://www.albion.com/netiquette/ - -여러 사람들이 여러분의 메일에 응답한다면 CC: 즉 수신 리스트는 꽤 커지게 -될 것이다. 아무 이유없이 CC에서 어떤 사람도 제거하거나 리스트 주소로만 -회신하지 마라. 메일을 보낸 사람으로서 하나를 받고 리스트로부터 또 -하나를 받아 두번 받는 것에 익숙하여 있으니 mail-header를 조작하려고 하지 -말아라. 사람들은 그런 것을 좋아하지 않을 것이다. - -여러분의 회신의 문맥을 원래대로 유지해야 한다. 여러분들의 회신의 윗부분에 -"John 커널해커는 작성했다...."를 유지하며 여러분들의 의견을 그 메일의 윗부분에 -작성하지 말고 각 인용한 단락들 사이에 넣어라. - -여러분들이 패치들을 메일에 넣는다면 그것들은 Documentation/process/submitting-patches.rst에 -나와있는데로 명백히(plain) 읽을 수 있는 텍스트여야 한다. 커널 개발자들은 -첨부파일이나 압축된 패치들을 원하지 않는다. 그들은 여러분들의 패치의 -각 라인 단위로 코멘트를 하길 원하며 압축하거나 첨부하지 않고 보내는 것이 -그렇게 할 수 있는 유일한 방법이다. 여러분들이 사용하는 메일 프로그램이 -스페이스나 탭 문자들을 조작하지 않는지 확인하라. 가장 좋은 첫 테스트는 -메일을 자신에게 보내보고 스스로 그 패치를 적용해보라. 그것이 동작하지 -않는다면 여러분의 메일 프로그램을 고치던가 제대로 동작하는 프로그램으로 -바꾸어라. - -무엇보다도 메일링 리스트의 다른 구독자들에게 보여주려 한다는 것을 기억하라. - - -커뮤니티와 협력하는 법 ----------------------- - -커널 커뮤니티의 목적은 가능한한 가장 좋은 커널을 제공하는 것이다. 여러분이 -받아들여질 패치를 제출하게 되면 그 패치의 기술적인 이점으로 검토될 것이다. -그럼 여러분들은 무엇을 기대하고 있어야 하는가? - - - 비판 - - 의견 - - 변경을 위한 요구 - - 당위성을 위한 요구 - - 침묵 - -기억하라. 이것들은 여러분의 패치가 커널로 들어가기 위한 과정이다. 여러분의 -패치들은 비판과 다른 의견을 받을 수 있고 그것들을 기술적인 레벨로 평가하고 -재작업하거나 또는 왜 수정하면 안되는지에 관하여 명료하고 간결한 이유를 -말할 수 있어야 한다. 여러분이 제출한 것에 어떤 응답도 있지 않다면 몇 일을 -기다려보고 다시 시도해라. 때론 너무 많은 메일들 속에 묻혀버리기도 한다. - -여러분은 무엇을 해서는 안되는가? - - - 여러분의 패치가 아무 질문 없이 받아들여지기를 기대하는 것 - - 방어적이 되는 것 - - 의견을 무시하는 것 - - 요청된 변경을 하지 않고 패치를 다시 제출하는 것 - -가능한한 가장 좋은 기술적인 해답을 찾고 있는 커뮤니티에서는 항상 -어떤 패치가 얼마나 좋은지에 관하여 다른 의견들이 있을 수 있다. 여러분은 -협조적이어야 하고 기꺼이 여러분의 생각을 커널 내에 맞추어야 한다. 아니면 -적어도 여러분의 것이 가치있다는 것을 증명하여야 한다. 잘못된 것도 여러분이 -올바른 방향의 해결책으로 이끌어갈 의지가 있다면 받아들여질 것이라는 점을 -기억하라. - -여러분의 첫 패치에 여러분이 수정해야하는 십여개 정도의 회신이 오는 -경우도 흔하다. 이것은 여러분의 패치가 받아들여지지 않을 것이라는 것을 -의미하는 것이 아니고 개인적으로 여러분에게 감정이 있어서 그러는 것도 -아니다. 간단히 여러분의 패치에 제기된 문제들을 수정하고 그것을 다시 -보내라. - - -커널 커뮤니티와 기업 조직간의 차이점 ------------------------------------- -커널 커뮤니티는 가장 전통적인 회사의 개발 환경과는 다르다. 여기에 여러분들의 -문제를 피하기 위한 목록이 있다. - - 여러분들이 제안한 변경들에 관하여 말할 때 좋은 것들 : - - - "이것은 여러 문제들을 해결합니다." - - "이것은 2000 라인의 코드를 줄입니다." - - "이것은 내가 말하려는 것에 관해 설명하는 패치입니다." - - "나는 5개의 다른 아키텍쳐에서 그것을 테스트 했으므로..." - - "여기에 일련의 작은 패치들이 있으므로..." - - "이것은 일반적인 머신에서 성능을 향상함으로..." - - 여러분들이 말할 때 피해야 할 좋지 않은 것들 : - - - "우리는 그것을 AIX/ptx/Solaris에서 이러한 방법으로 했다. 그러므로 그것은 좋은 것임에 틀림없다..." - - "나는 20년동안 이것을 해왔다. 그러므로..." - - "이것은 돈을 벌기위해 나의 회사가 필요로 하는 것이다." - - "이것은 우리의 엔터프라이즈 상품 라인을 위한 것이다." - - "여기에 나의 생각을 말하고 있는 1000 페이지 설계 문서가 있다." - - "나는 6달동안 이것을 했으니..." - - "여기에 5000 라인 짜리 패치가 있으니..." - - "나는 현재 뒤죽박죽인 것을 재작성했다. 그리고 여기에..." - - "나는 마감시한을 가지고 있으므로 이 패치는 지금 적용될 필요가 있다." - -커널 커뮤니티가 전통적인 소프트웨어 엔지니어링 개발 환경들과 -또 다른 점은 얼굴을 보지 않고 일한다는 점이다. 이메일과 irc를 대화의 -주요수단으로 사용하는 것의 한가지 장점은 성별이나 인종의 차별이 -없다는 것이다. 리눅스 커널의 작업 환경에서는 단지 이메일 주소만 -알수 있기 때문에 여성과 소수 민족들도 모두 받아들여진다. 국제적으로 -일하게 되는 측면은 사람의 이름에 근거하여 성별을 추측할 수 없게 -하기때문에 차별을 없애는 데 도움을 준다. Andrea라는 이름을 가진 남자와 -Pat이라는 이름을 가진 여자가 있을 수도 있는 것이다. 리눅스 커널에서 -작업하며 생각을 표현해왔던 대부분의 여성들은 긍정적인 경험을 가지고 -있다. - -언어 장벽은 영어에 익숙하지 않은 몇몇 사람들에게 문제가 될 수도 있다. -언어의 훌륭한 구사는 메일링 리스트에서 올바르게 자신의 생각을 -표현하기 위하여 필요하다. 그래서 여러분은 이메일을 보내기 전에 -영어를 올바르게 사용하고 있는지를 체크하는 것이 바람직하다. - - -여러분의 변경을 나누어라 ------------------------- - -리눅스 커널 커뮤니티는 한꺼번에 굉장히 큰 코드의 묶음(chunk)을 쉽게 -받아들이지 않는다. 변경은 적절하게 소개되고, 검토되고, 각각의 -부분으로 작게 나누어져야 한다. 이것은 회사에서 하는 것과는 정확히 -반대되는 것이다. 여러분들의 제안은 개발 초기에 일찍이 소개되야 한다. -그래서 여러분들은 자신이 하고 있는 것에 관하여 피드백을 받을 수 있게 -된다. 커뮤니티가 여러분들이 커뮤니티와 함께 일하고 있다는 것을 -느끼도록 만들고 커뮤니티가 여러분의 기능을 위한 쓰레기 장으로써 -사용되지 않고 있다는 것을 느끼게 하자. 그러나 메일링 리스트에 한번에 -50개의 이메일을 보내지는 말아라. 여러분들의 일련의 패치들은 항상 -더 작아야 한다. - -패치를 나누는 이유는 다음과 같다. - -1) 작은 패치들은 여러분의 패치들이 적용될 수 있는 확률을 높여준다. - 왜냐하면 다른 사람들은 정확성을 검증하기 위하여 많은 시간과 노력을 - 들이기를 원하지 않는다. 5줄의 패치는 메인테이너가 거의 몇 초간 힐끗 - 보면 적용될 수 있다. 그러나 500 줄의 패치는 정확성을 검토하기 위하여 - 몇시간이 걸릴 수도 있다(걸리는 시간은 패치의 크기 혹은 다른 것에 - 비례하여 기하급수적으로 늘어난다). - - 패치를 작게 만드는 것은 무엇인가 잘못되었을 때 디버그하는 것을 - 쉽게 만든다. 즉, 그렇게 만드는 것은 매우 큰 패치를 적용한 후에 - 조사하는 것 보다 작은 패치를 적용한 후에 (그리고 몇몇의 것이 - 깨졌을 때) 하나씩 패치들을 제거해가며 디버그 하기 쉽도록 만들어 준다. - -2) 작은 패치들을 보내는 것뿐만 아니라 패치들을 제출하기전에 재작성하고 - 간단하게(혹은 간단한게 재배치하여) 하는 것도 중요하다. - -여기에 커널 개발자 Al Viro의 이야기가 있다. - - *"학생의 수학 숙제를 채점하는 선생님을 생각해보라. 선생님은 학생들이 - 답을 얻을때까지 겪은 시행착오를 보길 원하지 않는다. 선생님들은 - 간결하고 가장 뛰어난 답을 보길 원한다. 훌륭한 학생은 이것을 알고 - 마지막으로 답을 얻기 전 중간 과정들을 제출하진 않는다.* - - *커널 개발도 마찬가지이다. 메인테이너들과 검토하는 사람들은 문제를 - 풀어나가는 과정속에 숨겨진 과정을 보길 원하진 않는다. 그들은 - 간결하고 멋진 답을 보길 원한다."* - -커뮤니티와 협력하며 뛰어난 답을 찾는 것과 여러분들의 끝마치지 못한 작업들 -사이에 균형을 유지해야 하는 것은 어려울지도 모른다. 그러므로 프로세스의 -초반에 여러분의 작업을 향상시키기위한 피드백을 얻는 것 뿐만 아니라 -여러분들의 변경들을 작은 묶음으로 유지해서 심지어는 여러분의 작업의 -모든 부분이 지금은 포함될 준비가 되어있지 않지만 작은 부분은 벌써 -받아들여질 수 있도록 유지하는 것이 바람직하다. - -또한 완성되지 않았고 "나중에 수정될 것이다." 와 같은 것들을 포함하는 -패치들은 받아들여지지 않을 것이라는 점을 유념하라. - - -변경을 정당화해라 ------------------ - -여러분들의 나누어진 패치들을 리눅스 커뮤니티가 왜 반영해야 하는지를 -알도록 하는 것은 매우 중요하다. 새로운 기능들이 필요하고 유용하다는 -것은 반드시 그에 합당한 이유가 있어야 한다. - - -변경을 문서화해라 ------------------ - -여러분이 패치를 보내려 할때는 여러분이 무엇을 말하려고 하는지를 충분히 -생각하여 이메일을 작성해야 한다. 이 정보는 패치를 위한 ChangeLog가 될 -것이다. 그리고 항상 그 내용을 보길 원하는 모든 사람들을 위해 보존될 -것이다. 패치는 완벽하게 다음과 같은 내용들을 포함하여 설명해야 한다. - - - 변경이 왜 필요한지 - - 패치에 관한 전체 설계 접근(approach) - - 구현 상세들 - - 테스트 결과들 - -이것이 무엇인지 더 자세한 것을 알고 싶다면 다음 문서의 ChageLog 항을 봐라. - - "The Perfect Patch" - - http://www.ozlabs.org/~akpm/stuff/tpp.txt - - -이 모든 것을 하는 것은 매우 어려운 일이다. 완벽히 소화하는 데는 적어도 몇년이 -걸릴 수도 있다. 많은 인내와 결심이 필요한 계속되는 개선의 과정이다. 그러나 -가능한한 포기하지 말라. 많은 사람들은 이전부터 해왔던 것이고 그 사람들도 -정확하게 여러분들이 지금 서 있는 그 곳부터 시작했었다. - - - - ----------- - -"개발 프로세스"(https://lwn.net/Articles/94386/) 섹션을 -작성하는데 있어 참고할 문서를 사용하도록 허락해준 Paolo Ciarrocchi에게 -감사한다. 여러분들이 말해야 할 것과 말해서는 안되는 것의 목록 중 일부를 제공해준 -Randy Dunlap과 Gerrit Huizenga에게 감사한다. 또한 검토와 의견 그리고 -공헌을 아끼지 않은 Pat Mochel, Hanna Linder, Randy Dunlap, Kay Sievers, -Vojtech Pavlik, Jan Kara, Josh Boyer, Kees Cook, Andrew Morton, Andi Kleen, -Vadim Lobanov, Jesper Juhl, Adrian Bunk, Keri Harris, Frans Pop, -David A. Wheeler, Junio Hamano, Michael Kerrisk, and Alex Shepard에게도 감사를 전한다. -그들의 도움이 없었다면 이 문서는 존재하지 않았을 것이다. - - - -메인테이너: Greg Kroah-Hartman <greg@kroah.com> diff --git a/Documentation/ko_KR/memory-barriers.txt b/Documentation/ko_KR/memory-barriers.txt deleted file mode 100644 index a3228a6..0000000 --- a/Documentation/ko_KR/memory-barriers.txt +++ /dev/null @@ -1,3171 +0,0 @@ -NOTE: -This is a version of Documentation/memory-barriers.txt translated into Korean. -This document is maintained by SeongJae Park <sj38.park@gmail.com>. -If you find any difference between this document and the original file or -a problem with the translation, please contact the maintainer of this file. - -Please also note that the purpose of this file is to be easier to -read for non English (read: Korean) speakers and is not intended as -a fork. So if you have any comments or updates for this file please -update the original English file first. The English version is -definitive, and readers should look there if they have any doubt. - -=================================== -이 문서는 -Documentation/memory-barriers.txt -의 한글 번역입니다. - -역자： 박성재 <sj38.park@gmail.com> -=================================== - - - ========================= - 리눅스 커널 메모리 배리어 - ========================= - -저자: David Howells <dhowells@redhat.com> - Paul E. McKenney <paulmck@linux.vnet.ibm.com> - Will Deacon <will.deacon@arm.com> - Peter Zijlstra <peterz@infradead.org> - -======== -면책조항 -======== - -이 문서는 명세서가 아닙니다; 이 문서는 완벽하지 않은데, 간결성을 위해 의도된 -부분도 있고, 의도하진 않았지만 사람에 의해 쓰였다보니 불완전한 부분도 있습니다. -이 문서는 리눅스에서 제공하는 다양한 메모리 배리어들을 사용하기 위한 -안내서입니다만, 뭔가 이상하다 싶으면 (그런게 많을 겁니다) 질문을 부탁드립니다. - -다시 말하지만, 이 문서는 리눅스가 하드웨어에 기대하는 사항에 대한 명세서가 -아닙니다. - -이 문서의 목적은 두가지입니다: - - (1) 어떤 특정 배리어에 대해 기대할 수 있는 최소한의 기능을 명세하기 위해서, - 그리고 - - (2) 사용 가능한 배리어들에 대해 어떻게 사용해야 하는지에 대한 안내를 제공하기 - 위해서. - -어떤 아키텍쳐는 특정한 배리어들에 대해서는 여기서 이야기하는 최소한의 -요구사항들보다 많은 기능을 제공할 수도 있습니다만, 여기서 이야기하는 -요구사항들을 충족하지 않는 아키텍쳐가 있다면 그 아키텍쳐가 잘못된 것이란 점을 -알아두시기 바랍니다. - -또한, 특정 아키텍쳐에서 일부 배리어는 해당 아키텍쳐의 특수한 동작 방식으로 인해 -해당 배리어의 명시적 사용이 불필요해서 no-op 이 될수도 있음을 알아두시기 -바랍니다. - -역자: 본 번역 역시 완벽하지 않은데, 이 역시 부분적으로는 의도된 것이기도 -합니다. 여타 기술 문서들이 그렇듯 완벽한 이해를 위해서는 번역문과 원문을 함께 -읽으시되 번역문을 하나의 가이드로 활용하시길 추천드리며, 발견되는 오역 등에 -대해서는 언제든 의견을 부탁드립니다. 과한 번역으로 인한 오해를 최소화하기 위해 -애매한 부분이 있을 경우에는 어색함이 있더라도 원래의 용어를 차용합니다. - - -===== -목차: -===== - - (*) 추상 메모리 액세스 모델. - - - 디바이스 오퍼레이션. - - 보장사항. - - (*) 메모리 배리어란 무엇인가? - - - 메모리 배리어의 종류. - - 메모리 배리어에 대해 가정해선 안될 것. - - 데이터 의존성 배리어. - - 컨트롤 의존성. - - SMP 배리어 짝맞추기. - - 메모리 배리어 시퀀스의 예. - - 읽기 메모리 배리어 vs 로드 예측. - - 이행성 - - (*) 명시적 커널 배리어. - - - 컴파일러 배리어. - - CPU 메모리 배리어. - - MMIO 쓰기 배리어. - - (*) 암묵적 커널 메모리 배리어. - - - 락 Acquisition 함수. - - 인터럽트 비활성화 함수. - - 슬립과 웨이크업 함수. - - 그외의 함수들. - - (*) CPU 간 ACQUIRING 배리어의 효과. - - - Acquire vs 메모리 액세스. - - Acquire vs I/O 액세스. - - (*) 메모리 배리어가 필요한 곳 - - - 프로세서간 상호 작용. - - 어토믹 오퍼레이션. - - 디바이스 액세스. - - 인터럽트. - - (*) 커널 I/O 배리어의 효과. - - (*) 가정되는 가장 완화된 실행 순서 모델. - - (*) CPU 캐시의 영향. - - - 캐시 일관성. - - 캐시 일관성 vs DMA. - - 캐시 일관성 vs MMIO. - - (*) CPU 들이 저지르는 일들. - - - 그리고, Alpha 가 있다. - - 가상 머신 게스트. - - (*) 사용 예. - - - 순환식 버퍼. - - (*) 참고 문헌. - - -======================= -추상 메모리 액세스 모델 -======================= - -다음과 같이 추상화된 시스템 모델을 생각해 봅시다: - - : : - : : - : : - +-------+ : +--------+ : +-------+ - | | : | | : | | - | | : | | : | | - | CPU 1 |<----->| Memory |<----->| CPU 2 | - | | : | | : | | - | | : | | : | | - +-------+ : +--------+ : +-------+ - ^ : ^ : ^ - | : | : | - | : | : | - | : v : | - | : +--------+ : | - | : | | : | - | : | | : | - +---------->| Device |<----------+ - : | | : - : | | : - : +--------+ : - : : - -프로그램은 여러 메모리 액세스 오퍼레이션을 발생시키고, 각각의 CPU 는 그런 -프로그램들을 실행합니다. 추상화된 CPU 모델에서 메모리 오퍼레이션들의 순서는 -매우 완화되어 있고, CPU 는 프로그램이 인과관계를 어기지 않는 상태로 관리된다고 -보일 수만 있다면 메모리 오퍼레이션을 자신이 원하는 어떤 순서대로든 재배치해 -동작시킬 수 있습니다. 비슷하게, 컴파일러 또한 프로그램의 정상적 동작을 해치지 -않는 한도 내에서는 어떤 순서로든 자신이 원하는 대로 인스트럭션을 재배치 할 수 -있습니다. - -따라서 위의 다이어그램에서 한 CPU가 동작시키는 메모리 오퍼레이션이 만들어내는 -변화는 해당 오퍼레이션이 CPU 와 시스템의 다른 부분들 사이의 인터페이스(점선)를 -지나가면서 시스템의 나머지 부분들에 인지됩니다. - - -예를 들어, 다음의 일련의 이벤트들을 생각해 봅시다: - - CPU 1 CPU 2 - =============== =============== - { A == 1; B == 2 } - A = 3; x = B; - B = 4; y = A; - -다이어그램의 가운데에 위치한 메모리 시스템에 보여지게 되는 액세스들은 다음의 총 -24개의 조합으로 재구성될 수 있습니다: - - STORE A=3, STORE B=4, y=LOAD A->3, x=LOAD B->4 - STORE A=3, STORE B=4, x=LOAD B->4, y=LOAD A->3 - STORE A=3, y=LOAD A->3, STORE B=4, x=LOAD B->4 - STORE A=3, y=LOAD A->3, x=LOAD B->2, STORE B=4 - STORE A=3, x=LOAD B->2, STORE B=4, y=LOAD A->3 - STORE A=3, x=LOAD B->2, y=LOAD A->3, STORE B=4 - STORE B=4, STORE A=3, y=LOAD A->3, x=LOAD B->4 - STORE B=4, ... - ... - -따라서 다음의 네가지 조합의 값들이 나올 수 있습니다: - - x == 2, y == 1 - x == 2, y == 3 - x == 4, y == 1 - x == 4, y == 3 - - -한발 더 나아가서, 한 CPU 가 메모리 시스템에 반영한 스토어 오퍼레이션들의 결과는 -다른 CPU 에서의 로드 오퍼레이션을 통해 인지되는데, 이 때 스토어가 반영된 순서와 -다른 순서로 인지될 수도 있습니다. - - -예로, 아래의 일련의 이벤트들을 생각해 봅시다: - - CPU 1 CPU 2 - =============== =============== - { A == 1, B == 2, C == 3, P == &A, Q == &C } - B = 4; Q = P; - P = &B D = *Q; - -D 로 읽혀지는 값은 CPU 2 에서 P 로부터 읽혀진 주소값에 의존적이기 때문에 여기엔 -분명한 데이터 의존성이 있습니다. 하지만 이 이벤트들의 실행 결과로는 아래의 -결과들이 모두 나타날 수 있습니다: - - (Q == &A) and (D == 1) - (Q == &B) and (D == 2) - (Q == &B) and (D == 4) - -CPU 2 는 *Q 의 로드를 요청하기 전에 P 를 Q 에 넣기 때문에 D 에 C 를 집어넣는 -일은 없음을 알아두세요. - - -디바이스 오퍼레이션 -------------------- - -일부 디바이스는 자신의 컨트롤 인터페이스를 메모리의 특정 영역으로 매핑해서 -제공하는데(Memory mapped I/O), 해당 컨트롤 레지스터에 접근하는 순서는 매우 -중요합니다. 예를 들어, 어드레스 포트 레지스터 (A) 와 데이터 포트 레지스터 (D) -를 통해 접근되는 내부 레지스터 집합을 갖는 이더넷 카드를 생각해 봅시다. 내부의 -5번 레지스터를 읽기 위해 다음의 코드가 사용될 수 있습니다: - - *A = 5; - x = *D; - -하지만, 이건 다음의 두 조합 중 하나로 만들어질 수 있습니다: - - STORE *A = 5, x = LOAD *D - x = LOAD *D, STORE *A = 5 - -두번째 조합은 데이터를 읽어온 _후에_ 주소를 설정하므로, 오동작을 일으킬 겁니다. - - -보장사항 --------- - -CPU 에게 기대할 수 있는 최소한의 보장사항 몇가지가 있습니다: - - (*) 어떤 CPU 든, 의존성이 존재하는 메모리 액세스들은 해당 CPU 자신에게 - 있어서는 순서대로 메모리 시스템에 수행 요청됩니다. 즉, 다음에 대해서: - - Q = READ_ONCE(P); smp_read_barrier_depends(); D = READ_ONCE(*Q); - - CPU 는 다음과 같은 메모리 오퍼레이션 시퀀스를 수행 요청합니다: - - Q = LOAD P, D = LOAD *Q - - 그리고 그 시퀀스 내에서의 순서는 항상 지켜집니다. 대부분의 시스템에서 - smp_read_barrier_depends() 는 아무일도 안하지만 DEC Alpha 에서는 - 명시적으로 사용되어야 합니다. 보통의 경우에는 smp_read_barrier_depends() - 를 직접 사용하는 대신 rcu_dereference() 같은 것들을 사용해야 함을 - 알아두세요. - - (*) 특정 CPU 내에서 겹치는 영역의 메모리에 행해지는 로드와 스토어 들은 해당 - CPU 안에서는 순서가 바뀌지 않은 것으로 보여집니다. 즉, 다음에 대해서: - - a = READ_ONCE(*X); WRITE_ONCE(*X, b); - - CPU 는 다음의 메모리 오퍼레이션 시퀀스만을 메모리에 요청할 겁니다: - - a = LOAD *X, STORE *X = b - - 그리고 다음에 대해서는: - - WRITE_ONCE(*X, c); d = READ_ONCE(*X); - - CPU 는 다음의 수행 요청만을 만들어 냅니다: - - STORE *X = c, d = LOAD *X - - (로드 오퍼레이션과 스토어 오퍼레이션이 겹치는 메모리 영역에 대해 - 수행된다면 해당 오퍼레이션들은 겹친다고 표현됩니다). - -그리고 _반드시_ 또는 _절대로_ 가정하거나 가정하지 말아야 하는 것들이 있습니다: - - (*) 컴파일러가 READ_ONCE() 나 WRITE_ONCE() 로 보호되지 않은 메모리 액세스를 - 당신이 원하는 대로 할 것이라는 가정은 _절대로_ 해선 안됩니다. 그것들이 - 없다면, 컴파일러는 컴파일러 배리어 섹션에서 다루게 될, 모든 "창의적인" - 변경들을 만들어낼 권한을 갖게 됩니다. - - (*) 개별적인 로드와 스토어들이 주어진 순서대로 요청될 것이라는 가정은 _절대로_ - 하지 말아야 합니다. 이 말은 곧: - - X = *A; Y = *B; *D = Z; - - 는 다음의 것들 중 어느 것으로든 만들어질 수 있다는 의미입니다: - - X = LOAD *A, Y = LOAD *B, STORE *D = Z - X = LOAD *A, STORE *D = Z, Y = LOAD *B - Y = LOAD *B, X = LOAD *A, STORE *D = Z - Y = LOAD *B, STORE *D = Z, X = LOAD *A - STORE *D = Z, X = LOAD *A, Y = LOAD *B - STORE *D = Z, Y = LOAD *B, X = LOAD *A - - (*) 겹치는 메모리 액세스들은 합쳐지거나 버려질 수 있음을 _반드시_ 가정해야 - 합니다. 다음의 코드는: - - X = *A; Y = *(A + 4); - - 다음의 것들 중 뭐든 될 수 있습니다: - - X = LOAD *A; Y = LOAD *(A + 4); - Y = LOAD *(A + 4); X = LOAD *A; - {X, Y} = LOAD {*A, *(A + 4) }; - - 그리고: - - *A = X; *(A + 4) = Y; - - 는 다음 중 뭐든 될 수 있습니다: - - STORE *A = X; STORE *(A + 4) = Y; - STORE *(A + 4) = Y; STORE *A = X; - STORE {*A, *(A + 4) } = {X, Y}; - -그리고 보장사항에 반대되는 것들(anti-guarantees)이 있습니다: - - (*) 이 보장사항들은 bitfield 에는 적용되지 않는데, 컴파일러들은 bitfield 를 - 수정하는 코드를 생성할 때 원자성 없는(non-atomic) 읽고-수정하고-쓰는 - 인스트럭션들의 조합을 만드는 경우가 많기 때문입니다. 병렬 알고리즘의 - 동기화에 bitfield 를 사용하려 하지 마십시오. - - (*) bitfield 들이 여러 락으로 보호되는 경우라 하더라도, 하나의 bitfield 의 - 모든 필드들은 하나의 락으로 보호되어야 합니다. 만약 한 bitfield 의 두 - 필드가 서로 다른 락으로 보호된다면, 컴파일러의 원자성 없는 - 읽고-수정하고-쓰는 인스트럭션 조합은 한 필드에의 업데이트가 근처의 - 필드에도 영향을 끼치게 할 수 있습니다. - - (*) 이 보장사항들은 적절하게 정렬되고 크기가 잡힌 스칼라 변수들에 대해서만 - 적용됩니다. "적절하게 크기가 잡힌" 이라함은 현재로써는 "char", "short", - "int" 그리고 "long" 과 같은 크기의 변수들을 의미합니다. "적절하게 정렬된" - 은 자연스런 정렬을 의미하는데, 따라서 "char" 에 대해서는 아무 제약이 없고, - "short" 에 대해서는 2바이트 정렬을, "int" 에는 4바이트 정렬을, 그리고 - "long" 에 대해서는 32-bit 시스템인지 64-bit 시스템인지에 따라 4바이트 또는 - 8바이트 정렬을 의미합니다. 이 보장사항들은 C11 표준에서 소개되었으므로, - C11 전의 오래된 컴파일러(예를 들어, gcc 4.6) 를 사용할 때엔 주의하시기 - 바랍니다. 표준에 이 보장사항들은 "memory location" 을 정의하는 3.14 - 섹션에 다음과 같이 설명되어 있습니다: - (역자: 인용문이므로 번역하지 않습니다) - - memory location - either an object of scalar type, or a maximal sequence - of adjacent bit-fields all having nonzero width - - NOTE 1: Two threads of execution can update and access - separate memory locations without interfering with - each other. - - NOTE 2: A bit-field and an adjacent non-bit-field member - are in separate memory locations. The same applies - to two bit-fields, if one is declared inside a nested - structure declaration and the other is not, or if the two - are separated by a zero-length bit-field declaration, - or if they are separated by a non-bit-field member - declaration. It is not safe to concurrently update two - bit-fields in the same structure if all members declared - between them are also bit-fields, no matter what the - sizes of those intervening bit-fields happen to be. - - -========================= -메모리 배리어란 무엇인가? -========================= - -앞에서 봤듯이, 상호간 의존성이 없는 메모리 오퍼레이션들은 실제로는 무작위적 -순서로 수행될 수 있으며, 이는 CPU 와 CPU 간의 상호작용이나 I/O 에 문제가 될 수 -있습니다. 따라서 컴파일러와 CPU 가 순서를 바꾸는데 제약을 걸 수 있도록 개입할 -수 있는 어떤 방법이 필요합니다. - -메모리 배리어는 그런 개입 수단입니다. 메모리 배리어는 배리어를 사이에 둔 앞과 -뒤 양측의 메모리 오퍼레이션들 간에 부분적 순서가 존재하도록 하는 효과를 줍니다. - -시스템의 CPU 들과 여러 디바이스들은 성능을 올리기 위해 명령어 재배치, 실행 -유예, 메모리 오퍼레이션들의 조합, 예측적 로드(speculative load), 브랜치 -예측(speculative branch prediction), 다양한 종류의 캐싱(caching) 등의 다양한 -트릭을 사용할 수 있기 때문에 이런 강제력은 중요합니다. 메모리 배리어들은 이런 -트릭들을 무효로 하거나 억제하는 목적으로 사용되어져서 코드가 여러 CPU 와 -디바이스들 간의 상호작용을 정상적으로 제어할 수 있게 해줍니다. - - -메모리 배리어의 종류 --------------------- - -메모리 배리어는 네개의 기본 타입으로 분류됩니다: - - (1) 쓰기 (또는 스토어) 메모리 배리어. - - 쓰기 메모리 배리어는 시스템의 다른 컴포넌트들에 해당 배리어보다 앞서 - 명시된 모든 STORE 오퍼레이션들이 해당 배리어 뒤에 명시된 모든 STORE - 오퍼레이션들보다 먼저 수행된 것으로 보일 것을 보장합니다. - - 쓰기 배리어는 스토어 오퍼레이션들에 대한 부분적 순서 세우기입니다; 로드 - 오퍼레이션들에 대해서는 어떤 영향도 끼치지 않습니다. - - CPU 는 시간의 흐름에 따라 메모리 시스템에 일련의 스토어 오퍼레이션들을 - 하나씩 요청해 집어넣습니다. 쓰기 배리어 앞의 모든 스토어 오퍼레이션들은 - 쓰기 배리어 뒤의 모든 스토어 오퍼레이션들보다 _앞서_ 수행될 겁니다. - - [!] 쓰기 배리어들은 읽기 또는 데이터 의존성 배리어와 함께 짝을 맞춰 - 사용되어야만 함을 알아두세요; "SMP 배리어 짝맞추기" 서브섹션을 참고하세요. - - - (2) 데이터 의존성 배리어. - - 데이터 의존성 배리어는 읽기 배리어의 보다 완화된 형태입니다. 두개의 로드 - 오퍼레이션이 있고 두번째 것이 첫번째 것의 결과에 의존하고 있을 때(예: - 두번째 로드가 참조할 주소를 첫번째 로드가 읽는 경우), 두번째 로드가 읽어올 - 데이터는 첫번째 로드에 의해 그 주소가 얻어지기 전에 업데이트 되어 있음을 - 보장하기 위해서 데이터 의존성 배리어가 필요할 수 있습니다. - - 데이터 의존성 배리어는 상호 의존적인 로드 오퍼레이션들 사이의 부분적 순서 - 세우기입니다; 스토어 오퍼레이션들이나 독립적인 로드들, 또는 중복되는 - 로드들에 대해서는 어떤 영향도 끼치지 않습니다. - - (1) 에서 언급했듯이, 시스템의 CPU 들은 메모리 시스템에 일련의 스토어 - 오퍼레이션들을 던져 넣고 있으며, 거기에 관심이 있는 다른 CPU 는 그 - 오퍼레이션들을 메모리 시스템이 실행한 결과를 인지할 수 있습니다. 이처럼 - 다른 CPU 의 스토어 오퍼레이션의 결과에 관심을 두고 있는 CPU 가 수행 요청한 - 데이터 의존성 배리어는, 배리어 앞의 어떤 로드 오퍼레이션이 다른 CPU 에서 - 던져 넣은 스토어 오퍼레이션과 같은 영역을 향했다면, 그런 스토어 - 오퍼레이션들이 만들어내는 결과가 데이터 의존성 배리어 뒤의 로드 - 오퍼레이션들에게는 보일 것을 보장합니다. - - 이 순서 세우기 제약에 대한 그림을 보기 위해선 "메모리 배리어 시퀀스의 예" - 서브섹션을 참고하시기 바랍니다. - - [!] 첫번째 로드는 반드시 _데이터_ 의존성을 가져야지 컨트롤 의존성을 가져야 - 하는게 아님을 알아두십시오. 만약 두번째 로드를 위한 주소가 첫번째 로드에 - 의존적이지만 그 의존성은 조건적이지 그 주소 자체를 가져오는게 아니라면, - 그것은 _컨트롤_ 의존성이고, 이 경우에는 읽기 배리어나 그보다 강력한 - 무언가가 필요합니다. 더 자세한 내용을 위해서는 "컨트롤 의존성" 서브섹션을 - 참고하시기 바랍니다. - - [!] 데이터 의존성 배리어는 보통 쓰기 배리어들과 함께 짝을 맞춰 사용되어야 - 합니다; "SMP 배리어 짝맞추기" 서브섹션을 참고하세요. - - - (3) 읽기 (또는 로드) 메모리 배리어. - - 읽기 배리어는 데이터 의존성 배리어 기능의 보장사항에 더해서 배리어보다 - 앞서 명시된 모든 LOAD 오퍼레이션들이 배리어 뒤에 명시되는 모든 LOAD - 오퍼레이션들보다 먼저 행해진 것으로 시스템의 다른 컴포넌트들에 보여질 것을 - 보장합니다. - - 읽기 배리어는 로드 오퍼레이션에 행해지는 부분적 순서 세우기입니다; 스토어 - 오퍼레이션에 대해서는 어떤 영향도 끼치지 않습니다. - - 읽기 메모리 배리어는 데이터 의존성 배리어를 내장하므로 데이터 의존성 - 배리어를 대신할 수 있습니다. - - [!] 읽기 배리어는 일반적으로 쓰기 배리어들과 함께 짝을 맞춰 사용되어야 - 합니다; "SMP 배리어 짝맞추기" 서브섹션을 참고하세요. - - - (4) 범용 메모리 배리어. - - 범용(general) 메모리 배리어는 배리어보다 앞서 명시된 모든 LOAD 와 STORE - 오퍼레이션들이 배리어 뒤에 명시된 모든 LOAD 와 STORE 오퍼레이션들보다 - 먼저 수행된 것으로 시스템의 나머지 컴포넌트들에 보이게 됨을 보장합니다. - - 범용 메모리 배리어는 로드와 스토어 모두에 대한 부분적 순서 세우기입니다. - - 범용 메모리 배리어는 읽기 메모리 배리어, 쓰기 메모리 배리어 모두를 - 내장하므로, 두 배리어를 모두 대신할 수 있습니다. - - -그리고 두개의 명시적이지 않은 타입이 있습니다: - - (5) ACQUIRE 오퍼레이션. - - 이 타입의 오퍼레이션은 단방향의 투과성 배리어처럼 동작합니다. ACQUIRE - 오퍼레이션 뒤의 모든 메모리 오퍼레이션들이 ACQUIRE 오퍼레이션 후에 - 일어난 것으로 시스템의 나머지 컴포넌트들에 보이게 될 것이 보장됩니다. - LOCK 오퍼레이션과 smp_load_acquire(), smp_cond_acquire() 오퍼레이션도 - ACQUIRE 오퍼레이션에 포함됩니다. smp_cond_acquire() 오퍼레이션은 컨트롤 - 의존성과 smp_rmb() 를 사용해서 ACQUIRE 의 의미적 요구사항(semantic)을 - 충족시킵니다. - - ACQUIRE 오퍼레이션 앞의 메모리 오퍼레이션들은 ACQUIRE 오퍼레이션 완료 후에 - 수행된 것처럼 보일 수 있습니다. - - ACQUIRE 오퍼레이션은 거의 항상 RELEASE 오퍼레이션과 짝을 지어 사용되어야 - 합니다. - - - (6) RELEASE 오퍼레이션. - - 이 타입의 오퍼레이션들도 단방향 투과성 배리어처럼 동작합니다. RELEASE - 오퍼레이션 앞의 모든 메모리 오퍼레이션들은 RELEASE 오퍼레이션 전에 완료된 - 것으로 시스템의 다른 컴포넌트들에 보여질 것이 보장됩니다. UNLOCK 류의 - 오퍼레이션들과 smp_store_release() 오퍼레이션도 RELEASE 오퍼레이션의 - 일종입니다. - - RELEASE 오퍼레이션 뒤의 메모리 오퍼레이션들은 RELEASE 오퍼레이션이 - 완료되기 전에 행해진 것처럼 보일 수 있습니다. - - ACQUIRE 와 RELEASE 오퍼레이션의 사용은 일반적으로 다른 메모리 배리어의 - 필요성을 없앱니다 (하지만 "MMIO 쓰기 배리어" 서브섹션에서 설명되는 예외를 - 알아두세요). 또한, RELEASE+ACQUIRE 조합은 범용 메모리 배리어처럼 동작할 - 것을 보장하지 -않습니다-. 하지만, 어떤 변수에 대한 RELEASE 오퍼레이션을 - 앞서는 메모리 액세스들의 수행 결과는 이 RELEASE 오퍼레이션을 뒤이어 같은 - 변수에 대해 수행된 ACQUIRE 오퍼레이션을 뒤따르는 메모리 액세스에는 보여질 - 것이 보장됩니다. 다르게 말하자면, 주어진 변수의 크리티컬 섹션에서는, 해당 - 변수에 대한 앞의 크리티컬 섹션에서의 모든 액세스들이 완료되었을 것을 - 보장합니다. - - 즉, ACQUIRE 는 최소한의 "취득" 동작처럼, 그리고 RELEASE 는 최소한의 "공개" - 처럼 동작한다는 의미입니다. - -atomic_ops.txt 에서 설명되는 어토믹 오퍼레이션들 중에는 완전히 순서잡힌 것들과 -(배리어를 사용하지 않는) 완화된 순서의 것들 외에 ACQUIRE 와 RELEASE 부류의 -것들도 존재합니다. 로드와 스토어를 모두 수행하는 조합된 어토믹 오퍼레이션에서, -ACQUIRE 는 해당 오퍼레이션의 로드 부분에만 적용되고 RELEASE 는 해당 -오퍼레이션의 스토어 부분에만 적용됩니다. - -메모리 배리어들은 두 CPU 간, 또는 CPU 와 디바이스 간에 상호작용의 가능성이 있을 -때에만 필요합니다. 만약 어떤 코드에 그런 상호작용이 없을 것이 보장된다면, 해당 -코드에서는 메모리 배리어를 사용할 필요가 없습니다. - - -이것들은 _최소한의_ 보장사항들임을 알아두세요. 다른 아키텍쳐에서는 더 강력한 -보장사항을 제공할 수도 있습니다만, 그런 보장사항은 아키텍쳐 종속적 코드 이외의 -부분에서는 신뢰되지 _않을_ 겁니다. - - -메모리 배리어에 대해 가정해선 안될 것 -------------------------------------- - -리눅스 커널 메모리 배리어들이 보장하지 않는 것들이 있습니다: - - (*) 메모리 배리어 앞에서 명시된 어떤 메모리 액세스도 메모리 배리어 명령의 수행 - 완료 시점까지 _완료_ 될 것이란 보장은 없습니다; 배리어가 하는 일은 CPU 의 - 액세스 큐에 특정 타입의 액세스들은 넘을 수 없는 선을 긋는 것으로 생각될 수 - 있습니다. - - (*) 한 CPU 에서 메모리 배리어를 수행하는게 시스템의 다른 CPU 나 하드웨어에 - 어떤 직접적인 영향을 끼친다는 보장은 존재하지 않습니다. 배리어 수행이 - 만드는 간접적 영향은 두번째 CPU 가 첫번째 CPU 의 액세스들의 결과를 - 바라보는 순서가 됩니다만, 다음 항목을 보세요: - - (*) 첫번째 CPU 가 두번째 CPU 의 메모리 액세스들의 결과를 바라볼 때, _설령_ - 두번째 CPU 가 메모리 배리어를 사용한다 해도, 첫번째 CPU _또한_ 그에 맞는 - 메모리 배리어를 사용하지 않는다면 ("SMP 배리어 짝맞추기" 서브섹션을 - 참고하세요) 그 결과가 올바른 순서로 보여진다는 보장은 없습니다. - - (*) CPU 바깥의 하드웨어[*] 가 메모리 액세스들의 순서를 바꾸지 않는다는 보장은 - 존재하지 않습니다. CPU 캐시 일관성 메커니즘은 메모리 배리어의 간접적 - 영향을 CPU 사이에 전파하긴 하지만, 순서대로 전파하지는 않을 수 있습니다. - - [*] 버스 마스터링 DMA 와 일관성에 대해서는 다음을 참고하시기 바랍니다: - - Documentation/PCI/pci.txt - Documentation/DMA-API-HOWTO.txt - Documentation/DMA-API.txt - - -데이터 의존성 배리어 --------------------- - -데이터 의존성 배리어의 사용에 있어 지켜야 하는 사항들은 약간 미묘하고, 데이터 -의존성 배리어가 사용되어야 하는 상황도 항상 명백하지는 않습니다. 설명을 위해 -다음의 이벤트 시퀀스를 생각해 봅시다: - - CPU 1 CPU 2 - =============== =============== - { A == 1, B == 2, C == 3, P == &A, Q == &C } - B = 4; - <쓰기 배리어> - WRITE_ONCE(P, &B) - Q = READ_ONCE(P); - D = *Q; - -여기엔 분명한 데이터 의존성이 존재하므로, 이 시퀀스가 끝났을 때 Q 는 &A 또는 &B -일 것이고, 따라서: - - (Q == &A) 는 (D == 1) 를, - (Q == &B) 는 (D == 4) 를 의미합니다. - -하지만! CPU 2 는 B 의 업데이트를 인식하기 전에 P 의 업데이트를 인식할 수 있고, -따라서 다음의 결과가 가능합니다: - - (Q == &B) and (D == 2) ???? - -이런 결과는 일관성이나 인과 관계 유지가 실패한 것처럼 보일 수도 있겠지만, -그렇지 않습니다, 그리고 이 현상은 (DEC Alpha 와 같은) 여러 CPU 에서 실제로 -발견될 수 있습니다. - -이 문제 상황을 제대로 해결하기 위해, 데이터 의존성 배리어나 그보다 강화된 -무언가가 주소를 읽어올 때와 데이터를 읽어올 때 사이에 추가되어야만 합니다: - - CPU 1 CPU 2 - =============== =============== - { A == 1, B == 2, C == 3, P == &A, Q == &C } - B = 4; - <쓰기 배리어> - WRITE_ONCE(P, &B); - Q = READ_ONCE(P); - <데이터 의존성 배리어> - D = *Q; - -이 변경은 앞의 처음 두가지 결과 중 하나만이 발생할 수 있고, 세번째의 결과는 -발생할 수 없도록 합니다. - -데이터 의존성 배리어는 의존적 쓰기에 대해서도 순서를 잡아줍니다: - - CPU 1 CPU 2 - =============== =============== - { A == 1, B == 2, C = 3, P == &A, Q == &C } - B = 4; - <쓰기 배리어> - WRITE_ONCE(P, &B); - Q = READ_ONCE(P); - <데이터 의존성 배리어> - *Q = 5; - -이 데이터 의존성 배리어는 Q 로의 읽기가 *Q 로의 스토어와 순서를 맞추게 -해줍니다. 이는 다음과 같은 결과를 막습니다: - - (Q == &B) && (B == 4) - -이런 패턴은 드물게 사용되어야 함을 알아 두시기 바랍니다. 무엇보다도, 의존성 -순서 규칙의 의도는 쓰기 작업을 -예방- 해서 그로 인해 발생하는 비싼 캐시 미스도 -없애려는 것입니다. 이 패턴은 드물게 발생하는 에러 조건 같은것들을 기록하는데 -사용될 수 있고, 이렇게 배리어를 사용해 순서를 지키게 함으로써 그런 기록이 -사라지는 것을 막습니다. - - -[!] 상당히 비직관적인 이 상황은 분리된 캐시를 가진 기계, 예를 들어 한 캐시 -뱅크가 짝수번 캐시 라인을 처리하고 다른 뱅크는 홀수번 캐시 라인을 처리하는 기계 -등에서 가장 잘 발생합니다. 포인터 P 는 홀수 번호의 캐시 라인에 있고, 변수 B 는 -짝수 번호 캐시 라인에 있다고 생각해 봅시다. 그런 상태에서 읽기 작업을 하는 CPU -의 짝수번 뱅크는 할 일이 쌓여 매우 바쁘지만 홀수번 뱅크는 할 일이 없어 아무 -일도 하지 않고 있었다면, 포인터 P 는 새 값 (&B) 을, 그리고 변수 B 는 옛날 값 -(2) 을 가지고 있는 상태가 보여질 수도 있습니다. - - -데이터 의존성 배리어는 매우 중요한데, 예를 들어 RCU 시스템에서 그렇습니다. -include/linux/rcupdate.h 의 rcu_assign_pointer() 와 rcu_dereference() 를 -참고하세요. 여기서 데이터 의존성 배리어는 RCU 로 관리되는 포인터의 타겟을 현재 -타겟에서 수정된 새로운 타겟으로 바꾸는 작업에서 새로 수정된 타겟이 초기화가 -완료되지 않은 채로 보여지는 일이 일어나지 않게 해줍니다. - -더 많은 예를 위해선 "캐시 일관성" 서브섹션을 참고하세요. - - -컨트롤 의존성 -------------- - -로드-로드 컨트롤 의존성은 데이터 의존성 배리어만으로는 정확히 동작할 수가 -없어서 읽기 메모리 배리어를 필요로 합니다. 아래의 코드를 봅시다: - - q = READ_ONCE(a); - if (q) { - <데이터 의존성 배리어> /* BUG: No data dependency!!! */ - p = READ_ONCE(b); - } - -이 코드는 원하는 대로의 효과를 내지 못할 수 있는데, 이 코드에는 데이터 의존성이 -아니라 컨트롤 의존성이 존재하기 때문으로, 이런 상황에서 CPU 는 실행 속도를 더 -빠르게 하기 위해 분기 조건의 결과를 예측하고 코드를 재배치 할 수 있어서 다른 -CPU 는 b 로부터의 로드 오퍼레이션이 a 로부터의 로드 오퍼레이션보다 먼저 발생한 -걸로 인식할 수 있습니다. 여기에 정말로 필요했던 건 다음과 같습니다: - - q = READ_ONCE(a); - if (q) { - <읽기 배리어> - p = READ_ONCE(b); - } - -하지만, 스토어 오퍼레이션은 예측적으로 수행되지 않습니다. 즉, 다음 예에서와 -같이 로드-스토어 컨트롤 의존성이 존재하는 경우에는 순서가 -지켜진다-는 -의미입니다. - - q = READ_ONCE(a); - if (q) { - WRITE_ONCE(b, p); - } - -컨트롤 의존성은 보통 다른 타입의 배리어들과 짝을 맞춰 사용됩니다. 그렇다곤 -하나, READ_ONCE() 는 반드시 사용해야 함을 부디 명심하세요! READ_ONCE() 가 -없다면, 컴파일러가 'a' 로부터의 로드를 'a' 로부터의 또다른 로드와, 'b' 로의 -스토어를 'b' 로의 또다른 스토어와 조합해 버려 매우 비직관적인 결과를 초래할 수 -있습니다. - -이걸로 끝이 아닌게, 컴파일러가 변수 'a' 의 값이 항상 0이 아니라고 증명할 수 -있다면, 앞의 예에서 "if" 문을 없애서 다음과 같이 최적화 할 수도 있습니다: - - q = a; - b = p; /* BUG: Compiler and CPU can both reorder!!! */ - -그러니 READ_ONCE() 를 반드시 사용하세요. - -다음과 같이 "if" 문의 양갈래 브랜치에 모두 존재하는 동일한 스토어에 대해 순서를 -강제하고 싶은 경우가 있을 수 있습니다: - - q = READ_ONCE(a); - if (q) { - barrier(); - WRITE_ONCE(b, p); - do_something(); - } else { - barrier(); - WRITE_ONCE(b, p); - do_something_else(); - } - -안타깝게도, 현재의 컴파일러들은 높은 최적화 레벨에서는 이걸 다음과 같이 -바꿔버립니다: - - q = READ_ONCE(a); - barrier(); - WRITE_ONCE(b, p); /* BUG: No ordering vs. load from a!!! */ - if (q) { - /* WRITE_ONCE(b, p); -- moved up, BUG!!! */ - do_something(); - } else { - /* WRITE_ONCE(b, p); -- moved up, BUG!!! */ - do_something_else(); - } - -이제 'a' 에서의 로드와 'b' 로의 스토어 사이에는 조건적 관계가 없기 때문에 CPU -는 이들의 순서를 바꿀 수 있게 됩니다: 이런 경우에 조건적 관계는 반드시 -필요한데, 모든 컴파일러 최적화가 이루어지고 난 후의 어셈블리 코드에서도 -마찬가지입니다. 따라서, 이 예에서 순서를 지키기 위해서는 smp_store_release() -와 같은 명시적 메모리 배리어가 필요합니다: - - q = READ_ONCE(a); - if (q) { - smp_store_release(&b, p); - do_something(); - } else { - smp_store_release(&b, p); - do_something_else(); - } - -반면에 명시적 메모리 배리어가 없다면, 이런 경우의 순서는 스토어 오퍼레이션들이 -서로 다를 때에만 보장되는데, 예를 들면 다음과 같은 경우입니다: - - q = READ_ONCE(a); - if (q) { - WRITE_ONCE(b, p); - do_something(); - } else { - WRITE_ONCE(b, r); - do_something_else(); - } - -처음의 READ_ONCE() 는 컴파일러가 'a' 의 값을 증명해내는 것을 막기 위해 여전히 -필요합니다. - -또한, 로컬 변수 'q' 를 가지고 하는 일에 대해 주의해야 하는데, 그러지 않으면 -컴파일러는 그 값을 추측하고 또다시 필요한 조건관계를 없애버릴 수 있습니다. -예를 들면: - - q = READ_ONCE(a); - if (q % MAX) { - WRITE_ONCE(b, p); - do_something(); - } else { - WRITE_ONCE(b, r); - do_something_else(); - } - -만약 MAX 가 1 로 정의된 상수라면, 컴파일러는 (q % MAX) 는 0이란 것을 알아채고, -위의 코드를 아래와 같이 바꿔버릴 수 있습니다: - - q = READ_ONCE(a); - WRITE_ONCE(b, p); - do_something_else(); - -이렇게 되면, CPU 는 변수 'a' 로부터의 로드와 변수 'b' 로의 스토어 사이의 순서를 -지켜줄 필요가 없어집니다. barrier() 를 추가해 해결해 보고 싶겠지만, 그건 -도움이 안됩니다. 조건 관계는 사라졌고, barrier() 는 이를 되돌리지 못합니다. -따라서, 이 순서를 지켜야 한다면, MAX 가 1 보다 크다는 것을, 다음과 같은 방법을 -사용해 분명히 해야 합니다: - - q = READ_ONCE(a); - BUILD_BUG_ON(MAX <= 1); /* Order load from a with store to b. */ - if (q % MAX) { - WRITE_ONCE(b, p); - do_something(); - } else { - WRITE_ONCE(b, r); - do_something_else(); - } - -'b' 로의 스토어들은 여전히 서로 다름을 알아두세요. 만약 그것들이 동일하면, -앞에서 이야기했듯, 컴파일러가 그 스토어 오퍼레이션들을 'if' 문 바깥으로 -끄집어낼 수 있습니다. - -또한 이진 조건문 평가에 너무 의존하지 않도록 조심해야 합니다. 다음의 예를 -봅시다: - - q = READ_ONCE(a); - if (q || 1 > 0) - WRITE_ONCE(b, 1); - -첫번째 조건만으로는 브랜치 조건 전체를 거짓으로 만들 수 없고 두번째 조건은 항상 -참이기 때문에, 컴파일러는 이 예를 다음과 같이 바꿔서 컨트롤 의존성을 없애버릴 -수 있습니다: - - q = READ_ONCE(a); - WRITE_ONCE(b, 1); - -이 예는 컴파일러가 코드를 추측으로 수정할 수 없도록 분명히 해야 한다는 점을 -강조합니다. 조금 더 일반적으로 말해서, READ_ONCE() 는 컴파일러에게 주어진 로드 -오퍼레이션을 위한 코드를 정말로 만들도록 하지만, 컴파일러가 그렇게 만들어진 -코드의 수행 결과를 사용하도록 강제하지는 않습니다. - -또한, 컨트롤 의존성은 if 문의 then 절과 else 절에 대해서만 적용됩니다. 상세히 -말해서, 컨트롤 의존성은 if 문을 뒤따르는 코드에는 적용되지 않습니다: - - q = READ_ONCE(a); - if (q) { - WRITE_ONCE(b, p); - } else { - WRITE_ONCE(b, r); - } - WRITE_ONCE(c, 1); /* BUG: No ordering against the read from "a". */ - -컴파일러는 volatile 타입에 대한 액세스를 재배치 할 수 없고 이 조건 하의 "b" -로의 쓰기를 재배치 할 수 없기 때문에 여기에 순서 규칙이 존재한다고 주장하고 -싶을 겁니다. 불행히도 이 경우에, 컴파일러는 다음의 가상의 pseudo-assembly 언어 -코드처럼 "b" 로의 두개의 쓰기 오퍼레이션을 conditional-move 인스트럭션으로 -번역할 수 있습니다: - - ld r1,a - ld r2,p - ld r3,r - cmp r1,$0 - cmov,ne r4,r2 - cmov,eq r4,r3 - st r4,b - st $1,c - -완화된 순서 규칙의 CPU 는 "a" 로부터의 로드와 "c" 로의 스토어 사이에 어떤 -종류의 의존성도 갖지 않을 겁니다. 이 컨트롤 의존성은 두개의 cmov 인스트럭션과 -거기에 의존하는 스토어 에게만 적용될 겁니다. 짧게 말하자면, 컨트롤 의존성은 -주어진 if 문의 then 절과 else 절에게만 (그리고 이 두 절 내에서 호출되는 -함수들에게까지) 적용되지, 이 if 문을 뒤따르는 코드에는 적용되지 않습니다. - -마지막으로, 컨트롤 의존성은 이행성 (transitivity) 을 제공하지 -않습니다-. 이건 -x 와 y 가 둘 다 0 이라는 초기값을 가졌다는 가정 하의 두개의 예제로 -보이겠습니다: - - CPU 0 CPU 1 - ======================= ======================= - r1 = READ_ONCE(x); r2 = READ_ONCE(y); - if (r1 > 0) if (r2 > 0) - WRITE_ONCE(y, 1); WRITE_ONCE(x, 1); - - assert(!(r1 == 1 && r2 == 1)); - -이 두 CPU 예제에서 assert() 의 조건은 항상 참일 것입니다. 그리고, 만약 컨트롤 -의존성이 이행성을 (실제로는 그러지 않지만) 보장한다면, 다음의 CPU 가 추가되어도 -아래의 assert() 조건은 참이 될것입니다: - - CPU 2 - ===================== - WRITE_ONCE(x, 2); - - assert(!(r1 == 2 && r2 == 1 && x == 2)); /* FAILS!!! */ - -하지만 컨트롤 의존성은 이행성을 제공하지 -않기- 때문에, 세개의 CPU 예제가 실행 -완료된 후에 위의 assert() 의 조건은 거짓으로 평가될 수 있습니다. 세개의 CPU -예제가 순서를 지키길 원한다면, CPU 0 와 CPU 1 코드의 로드와 스토어 사이, "if" -문 바로 다음에 smp_mb()를 넣어야 합니다. 더 나아가서, 최초의 두 CPU 예제는 -매우 위험하므로 사용되지 않아야 합니다. - -이 두개의 예제는 다음 논문: -http://www.cl.cam.ac.uk/users/pes20/ppc-supplemental/test6.pdf 와 -이 사이트: https://www.cl.cam.ac.uk/~pes20/ppcmem/index.html 에 나온 LB 와 WWC -리트머스 테스트입니다. - -요약하자면: - - (*) 컨트롤 의존성은 앞의 로드들을 뒤의 스토어들에 대해 순서를 맞춰줍니다. - 하지만, 그 외의 어떤 순서도 보장하지 -않습니다-: 앞의 로드와 뒤의 로드들 - 사이에도, 앞의 스토어와 뒤의 스토어들 사이에도요. 이런 다른 형태의 - 순서가 필요하다면 smp_rmb() 나 smp_wmb()를, 또는, 앞의 스토어들과 뒤의 - 로드들 사이의 순서를 위해서는 smp_mb() 를 사용하세요. - - (*) "if" 문의 양갈래 브랜치가 같은 변수에의 동일한 스토어로 시작한다면, 그 - 스토어들은 각 스토어 앞에 smp_mb() 를 넣거나 smp_store_release() 를 - 사용해서 스토어를 하는 식으로 순서를 맞춰줘야 합니다. 이 문제를 해결하기 - 위해 "if" 문의 양갈래 브랜치의 시작 지점에 barrier() 를 넣는 것만으로는 - 충분한 해결이 되지 않는데, 이는 앞의 예에서 본것과 같이, 컴파일러의 - 최적화는 barrier() 가 의미하는 바를 지키면서도 컨트롤 의존성을 손상시킬 - 수 있기 때문이라는 점을 부디 알아두시기 바랍니다. - - (*) 컨트롤 의존성은 앞의 로드와 뒤의 스토어 사이에 최소 하나의, 실행 - 시점에서의 조건관계를 필요로 하며, 이 조건관계는 앞의 로드와 관계되어야 - 합니다. 만약 컴파일러가 조건 관계를 최적화로 없앨수 있다면, 순서도 - 최적화로 없애버렸을 겁니다. READ_ONCE() 와 WRITE_ONCE() 의 주의 깊은 - 사용은 주어진 조건 관계를 유지하는데 도움이 될 수 있습니다. - - (*) 컨트롤 의존성을 위해선 컴파일러가 조건관계를 없애버리는 것을 막아야 - 합니다. 주의 깊은 READ_ONCE() 나 atomic{,64}_read() 의 사용이 컨트롤 - 의존성이 사라지지 않게 하는데 도움을 줄 수 있습니다. 더 많은 정보를 - 위해선 "컴파일러 배리어" 섹션을 참고하시기 바랍니다. - - (*) 컨트롤 의존성은 컨트롤 의존성을 갖는 if 문의 then 절과 else 절과 이 두 절 - 내에서 호출되는 함수들에만 적용됩니다. 컨트롤 의존성은 컨트롤 의존성을 - 갖는 if 문을 뒤따르는 코드에는 적용되지 -않습니다-. - - (*) 컨트롤 의존성은 보통 다른 타입의 배리어들과 짝을 맞춰 사용됩니다. - - (*) 컨트롤 의존성은 이행성을 제공하지 -않습니다-. 이행성이 필요하다면, - smp_mb() 를 사용하세요. - - -SMP 배리어 짝맞추기 --------------------- - -CPU 간 상호작용을 다룰 때에 일부 타입의 메모리 배리어는 항상 짝을 맞춰 -사용되어야 합니다. 적절하게 짝을 맞추지 않은 코드는 사실상 에러에 가깝습니다. - -범용 배리어들은 범용 배리어끼리도 짝을 맞추지만 이행성이 없는 대부분의 다른 -타입의 배리어들과도 짝을 맞춥니다. ACQUIRE 배리어는 RELEASE 배리어와 짝을 -맞춥니다만, 둘 다 범용 배리어를 포함해 다른 배리어들과도 짝을 맞출 수 있습니다. -쓰기 배리어는 데이터 의존성 배리어나 컨트롤 의존성, ACQUIRE 배리어, RELEASE -배리어, 읽기 배리어, 또는 범용 배리어와 짝을 맞춥니다. 비슷하게 읽기 배리어나 -컨트롤 의존성, 또는 데이터 의존성 배리어는 쓰기 배리어나 ACQUIRE 배리어, -RELEASE 배리어, 또는 범용 배리어와 짝을 맞추는데, 다음과 같습니다: - - CPU 1 CPU 2 - =============== =============== - WRITE_ONCE(a, 1); - <쓰기 배리어> - WRITE_ONCE(b, 2); x = READ_ONCE(b); - <읽기 배리어> - y = READ_ONCE(a); - -또는: - - CPU 1 CPU 2 - =============== =============================== - a = 1; - <쓰기 배리어> - WRITE_ONCE(b, &a); x = READ_ONCE(b); - <데이터 의존성 배리어> - y = *x; - -또는: - - CPU 1 CPU 2 - =============== =============================== - r1 = READ_ONCE(y); - <범용 배리어> - WRITE_ONCE(y, 1); if (r2 = READ_ONCE(x)) { - <묵시적 컨트롤 의존성> - WRITE_ONCE(y, 1); - } - - assert(r1 == 0 || r2 == 0); - -기본적으로, 여기서의 읽기 배리어는 "더 완화된" 타입일 순 있어도 항상 존재해야 -합니다. - -[!] 쓰기 배리어 앞의 스토어 오퍼레이션은 일반적으로 읽기 배리어나 데이터 -의존성 배리어 뒤의 로드 오퍼레이션과 매치될 것이고, 반대도 마찬가지입니다: - - CPU 1 CPU 2 - =================== =================== - WRITE_ONCE(a, 1); }---- --->{ v = READ_ONCE(c); - WRITE_ONCE(b, 2); } \ / { w = READ_ONCE(d); - <쓰기 배리어> \ <읽기 배리어> - WRITE_ONCE(c, 3); } / \ { x = READ_ONCE(a); - WRITE_ONCE(d, 4); }---- --->{ y = READ_ONCE(b); - - -메모리 배리어 시퀀스의 예 -------------------------- - -첫째, 쓰기 배리어는 스토어 오퍼레이션들의 부분적 순서 세우기로 동작합니다. -아래의 이벤트 시퀀스를 보세요: - - CPU 1 - ======================= - STORE A = 1 - STORE B = 2 - STORE C = 3 - <쓰기 배리어> - STORE D = 4 - STORE E = 5 - -이 이벤트 시퀀스는 메모리 일관성 시스템에 원소끼리의 순서가 존재하지 않는 집합 -{ STORE A, STORE B, STORE C } 가 역시 원소끼리의 순서가 존재하지 않는 집합 -{ STORE D, STORE E } 보다 먼저 일어난 것으로 시스템의 나머지 요소들에 보이도록 -전달됩니다: - - +-------+ : : - | | +------+ - | |------>| C=3 | } /\ - | | : +------+ }----- \ -----> 시스템의 나머지 요소에 - | | : | A=1 | } \/ 보여질 수 있는 이벤트들 - | | : +------+ } - | CPU 1 | : | B=2 | } - | | +------+ } - | | wwwwwwwwwwwwwwww } <--- 여기서 쓰기 배리어는 배리어 앞의 - | | +------+ } 모든 스토어가 배리어 뒤의 스토어 - | | : | E=5 | } 전에 메모리 시스템에 전달되도록 - | | : +------+ } 합니다 - | |------>| D=4 | } - | | +------+ - +-------+ : : - | - | CPU 1 에 의해 메모리 시스템에 전달되는 - | 일련의 스토어 오퍼레이션들 - V - - -둘째, 데이터 의존성 배리어는 데이터 의존적 로드 오퍼레이션들의 부분적 순서 -세우기로 동작합니다. 다음 일련의 이벤트들을 보세요: - - CPU 1 CPU 2 - ======================= ======================= - { B = 7; X = 9; Y = 8; C = &Y } - STORE A = 1 - STORE B = 2 - <쓰기 배리어> - STORE C = &B LOAD X - STORE D = 4 LOAD C (gets &B) - LOAD *C (reads B) - -여기에 별다른 개입이 없다면, CPU 1 의 쓰기 배리어에도 불구하고 CPU 2 는 CPU 1 -의 이벤트들을 완전히 무작위적 순서로 인지하게 됩니다: - - +-------+ : : : : - | | +------+ +-------+ | CPU 2 에 인지되는 - | |------>| B=2 |----- --->| Y->8 | | 업데이트 이벤트 - | | : +------+ \ +-------+ | 시퀀스 - | CPU 1 | : | A=1 | \ --->| C->&Y | V - | | +------+ | +-------+ - | | wwwwwwwwwwwwwwww | : : - | | +------+ | : : - | | : | C=&B |--- | : : +-------+ - | | : +------+ \ | +-------+ | | - | |------>| D=4 | ----------->| C->&B |------>| | - | | +------+ | +-------+ | | - +-------+ : : | : : | | - | : : | | - | : : | CPU 2 | - | +-------+ | | - 분명히 잘못된 ---> | | B->7 |------>| | - B 의 값 인지 (!) | +-------+ | | - | : : | | - | +-------+ | | - X 의 로드가 B 의 ---> \ | X->9 |------>| | - 일관성 유지를 \ +-------+ | | - 지연시킴 ----->| B->2 | +-------+ - +-------+ - : : - - -앞의 예에서, CPU 2 는 (B 의 값이 될) *C 의 값 읽기가 C 의 LOAD 뒤에 이어짐에도 -B 가 7 이라는 결과를 얻습니다. - -하지만, 만약 데이터 의존성 배리어가 C 의 로드와 *C (즉, B) 의 로드 사이에 -있었다면: - - CPU 1 CPU 2 - ======================= ======================= - { B = 7; X = 9; Y = 8; C = &Y } - STORE A = 1 - STORE B = 2 - <쓰기 배리어> - STORE C = &B LOAD X - STORE D = 4 LOAD C (gets &B) - <데이터 의존성 배리어> - LOAD *C (reads B) - -다음과 같이 됩니다: - - +-------+ : : : : - | | +------+ +-------+ - | |------>| B=2 |----- --->| Y->8 | - | | : +------+ \ +-------+ - | CPU 1 | : | A=1 | \ --->| C->&Y | - | | +------+ | +-------+ - | | wwwwwwwwwwwwwwww | : : - | | +------+ | : : - | | : | C=&B |--- | : : +-------+ - | | : +------+ \ | +-------+ | | - | |------>| D=4 | ----------->| C->&B |------>| | - | | +------+ | +-------+ | | - +-------+ : : | : : | | - | : : | | - | : : | CPU 2 | - | +-------+ | | - | | X->9 |------>| | - | +-------+ | | - C 로의 스토어 앞의 ---> \ ddddddddddddddddd | | - 모든 이벤트 결과가 \ +-------+ | | - 뒤의 로드에게 ----->| B->2 |------>| | - 보이게 강제한다 +-------+ | | - : : +-------+ - - -셋째, 읽기 배리어는 로드 오퍼레이션들에의 부분적 순서 세우기로 동작합니다. -아래의 일련의 이벤트를 봅시다: - - CPU 1 CPU 2 - ======================= ======================= - { A = 0, B = 9 } - STORE A=1 - <쓰기 배리어> - STORE B=2 - LOAD B - LOAD A - -CPU 1 은 쓰기 배리어를 쳤지만, 별다른 개입이 없다면 CPU 2 는 CPU 1 에서 행해진 -이벤트의 결과를 무작위적 순서로 인지하게 됩니다. - - +-------+ : : : : - | | +------+ +-------+ - | |------>| A=1 |------ --->| A->0 | - | | +------+ \ +-------+ - | CPU 1 | wwwwwwwwwwwwwwww \ --->| B->9 | - | | +------+ | +-------+ - | |------>| B=2 |--- | : : - | | +------+ \ | : : +-------+ - +-------+ : : \ | +-------+ | | - ---------->| B->2 |------>| | - | +-------+ | CPU 2 | - | | A->0 |------>| | - | +-------+ | | - | : : +-------+ - \ : : - \ +-------+ - ---->| A->1 | - +-------+ - : : - - -하지만, 만약 읽기 배리어가 B 의 로드와 A 의 로드 사이에 존재한다면: - - CPU 1 CPU 2 - ======================= ======================= - { A = 0, B = 9 } - STORE A=1 - <쓰기 배리어> - STORE B=2 - LOAD B - <읽기 배리어> - LOAD A - -CPU 1 에 의해 만들어진 부분적 순서가 CPU 2 에도 그대로 인지됩니다: - - +-------+ : : : : - | | +------+ +-------+ - | |------>| A=1 |------ --->| A->0 | - | | +------+ \ +-------+ - | CPU 1 | wwwwwwwwwwwwwwww \ --->| B->9 | - | | +------+ | +-------+ - | |------>| B=2 |--- | : : - | | +------+ \ | : : +-------+ - +-------+ : : \ | +-------+ | | - ---------->| B->2 |------>| | - | +-------+ | CPU 2 | - | : : | | - | : : | | - 여기서 읽기 배리어는 ----> \ rrrrrrrrrrrrrrrrr | | - B 로의 스토어 전의 \ +-------+ | | - 모든 결과를 CPU 2 에 ---->| A->1 |------>| | - 보이도록 한다 +-------+ | | - : : +-------+ - - -더 완벽한 설명을 위해, A 의 로드가 읽기 배리어 앞과 뒤에 있으면 어떻게 될지 -생각해 봅시다: - - CPU 1 CPU 2 - ======================= ======================= - { A = 0, B = 9 } - STORE A=1 - <쓰기 배리어> - STORE B=2 - LOAD B - LOAD A [first load of A] - <읽기 배리어> - LOAD A [second load of A] - -A 의 로드 두개가 모두 B 의 로드 뒤에 있지만, 서로 다른 값을 얻어올 수 -있습니다: - - +-------+ : : : : - | | +------+ +-------+ - | |------>| A=1 |------ --->| A->0 | - | | +------+ \ +-------+ - | CPU 1 | wwwwwwwwwwwwwwww \ --->| B->9 | - | | +------+ | +-------+ - | |------>| B=2 |--- | : : - | | +------+ \ | : : +-------+ - +-------+ : : \ | +-------+ | | - ---------->| B->2 |------>| | - | +-------+ | CPU 2 | - | : : | | - | : : | | - | +-------+ | | - | | A->0 |------>| 1st | - | +-------+ | | - 여기서 읽기 배리어는 ----> \ rrrrrrrrrrrrrrrrr | | - B 로의 스토어 전의 \ +-------+ | | - 모든 결과를 CPU 2 에 ---->| A->1 |------>| 2nd | - 보이도록 한다 +-------+ | | - : : +-------+ - - -하지만 CPU 1 에서의 A 업데이트는 읽기 배리어가 완료되기 전에도 보일 수도 -있긴 합니다: - - +-------+ : : : : - | | +------+ +-------+ - | |------>| A=1 |------ --->| A->0 | - | | +------+ \ +-------+ - | CPU 1 | wwwwwwwwwwwwwwww \ --->| B->9 | - | | +------+ | +-------+ - | |------>| B=2 |--- | : : - | | +------+ \ | : : +-------+ - +-------+ : : \ | +-------+ | | - ---------->| B->2 |------>| | - | +-------+ | CPU 2 | - | : : | | - \ : : | | - \ +-------+ | | - ---->| A->1 |------>| 1st | - +-------+ | | - rrrrrrrrrrrrrrrrr | | - +-------+ | | - | A->1 |------>| 2nd | - +-------+ | | - : : +-------+ - - -여기서 보장되는 건, 만약 B 의 로드가 B == 2 라는 결과를 봤다면, A 에의 두번째 -로드는 항상 A == 1 을 보게 될 것이라는 겁니다. A 에의 첫번째 로드에는 그런 -보장이 없습니다; A == 0 이거나 A == 1 이거나 둘 중 하나의 결과를 보게 될겁니다. - - -읽기 메모리 배리어 VS 로드 예측 -------------------------------- - -많은 CPU들이 로드를 예측적으로 (speculatively) 합니다: 어떤 데이터를 메모리에서 -로드해야 하게 될지 예측을 했다면, 해당 데이터를 로드하는 인스트럭션을 실제로는 -아직 만나지 않았더라도 다른 로드 작업이 없어 버스 (bus) 가 아무 일도 하고 있지 -않다면, 그 데이터를 로드합니다. 이후에 실제 로드 인스트럭션이 실행되면 CPU 가 -이미 그 값을 가지고 있기 때문에 그 로드 인스트럭션은 즉시 완료됩니다. - -해당 CPU 는 실제로는 그 값이 필요치 않았다는 사실이 나중에 드러날 수도 있는데 - -해당 로드 인스트럭션이 브랜치로 우회되거나 했을 수 있겠죠 - , 그렇게 되면 앞서 -읽어둔 값을 버리거나 나중의 사용을 위해 캐시에 넣어둘 수 있습니다. - -다음을 생각해 봅시다: - - CPU 1 CPU 2 - ======================= ======================= - LOAD B - DIVIDE } 나누기 명령은 일반적으로 - DIVIDE } 긴 시간을 필요로 합니다 - LOAD A - -는 이렇게 될 수 있습니다: - - : : +-------+ - +-------+ | | - --->| B->2 |------>| | - +-------+ | CPU 2 | - : :DIVIDE | | - +-------+ | | - 나누기 하느라 바쁜 ---> --->| A->0 |~~~~ | | - CPU 는 A 의 LOAD 를 +-------+ ~ | | - 예측해서 수행한다 : : ~ | | - : :DIVIDE | | - : : ~ | | - 나누기가 끝나면 ---> ---> : : ~-->| | - CPU 는 해당 LOAD 를 : : | | - 즉각 완료한다 : : +-------+ - - -읽기 배리어나 데이터 의존성 배리어를 두번째 로드 직전에 놓는다면: - - CPU 1 CPU 2 - ======================= ======================= - LOAD B - DIVIDE - DIVIDE - <읽기 배리어> - LOAD A - -예측으로 얻어진 값은 사용된 배리어의 타입에 따라서 해당 값이 옳은지 검토되게 -됩니다. 만약 해당 메모리 영역에 변화가 없었다면, 예측으로 얻어두었던 값이 -사용됩니다: - - : : +-------+ - +-------+ | | - --->| B->2 |------>| | - +-------+ | CPU 2 | - : :DIVIDE | | - +-------+ | | - 나누기 하느라 바쁜 ---> --->| A->0 |~~~~ | | - CPU 는 A 의 LOAD 를 +-------+ ~ | | - 예측한다 : : ~ | | - : :DIVIDE | | - : : ~ | | - : : ~ | | - rrrrrrrrrrrrrrrr~ | | - : : ~ | | - : : ~-->| | - : : | | - : : +-------+ - - -하지만 다른 CPU 에서 업데이트나 무효화가 있었다면, 그 예측은 무효화되고 그 값은 -다시 읽혀집니다: - - : : +-------+ - +-------+ | | - --->| B->2 |------>| | - +-------+ | CPU 2 | - : :DIVIDE | | - +-------+ | | - 나누기 하느라 바쁜 ---> --->| A->0 |~~~~ | | - CPU 는 A 의 LOAD 를 +-------+ ~ | | - 예측한다 : : ~ | | - : :DIVIDE | | - : : ~ | | - : : ~ | | - rrrrrrrrrrrrrrrrr | | - +-------+ | | - 예측성 동작은 무효화 되고 ---> --->| A->1 |------>| | - 업데이트된 값이 다시 읽혀진다 +-------+ | | - : : +-------+ - - -이행성 ------- - -이행성(transitivity)은 실제의 컴퓨터 시스템에서 항상 제공되지는 않는, 순서 -맞추기에 대한 상당히 직관적인 개념입니다. 다음의 예가 이행성을 보여줍니다: - - CPU 1 CPU 2 CPU 3 - ======================= ======================= ======================= - { X = 0, Y = 0 } - STORE X=1 LOAD X STORE Y=1 - <범용 배리어> <범용 배리어> - LOAD Y LOAD X - -CPU 2 의 X 로드가 1을 리턴했고 Y 로드가 0을 리턴했다고 해봅시다. 이는 CPU 2 의 -X 로드가 CPU 1 의 X 스토어 뒤에 이루어졌고 CPU 2 의 Y 로드는 CPU 3 의 Y 스토어 -전에 이루어졌음을 의미합니다. 그럼 "CPU 3 의 X 로드는 0을 리턴할 수 있나요?" - -CPU 2 의 X 로드는 CPU 1 의 스토어 후에 이루어졌으니, CPU 3 의 X 로드는 1을 -리턴하는게 자연스럽습니다. 이런 생각이 이행성의 한 예입니다: CPU A 에서 실행된 -로드가 CPU B 에서의 같은 변수에 대한 로드를 뒤따른다면, CPU A 의 로드는 CPU B -의 로드가 내놓은 값과 같거나 그 후의 값을 내놓아야 합니다. - -리눅스 커널에서 범용 배리어의 사용은 이행성을 보장합니다. 따라서, 앞의 예에서 -CPU 2 의 X 로드가 1을, Y 로드는 0을 리턴했다면, CPU 3 의 X 로드는 반드시 1을 -리턴합니다. - -하지만, 읽기나 쓰기 배리어에 대해서는 이행성이 보장되지 -않습니다-. 예를 들어, -앞의 예에서 CPU 2 의 범용 배리어가 아래처럼 읽기 배리어로 바뀐 경우를 생각해 -봅시다: - - CPU 1 CPU 2 CPU 3 - ======================= ======================= ======================= - { X = 0, Y = 0 } - STORE X=1 LOAD X STORE Y=1 - <읽기 배리어> <범용 배리어> - LOAD Y LOAD X - -이 코드는 이행성을 갖지 않습니다: 이 예에서는, CPU 2 의 X 로드가 1을 -리턴하고, Y 로드는 0을 리턴하지만 CPU 3 의 X 로드가 0을 리턴하는 것도 완전히 -합법적입니다. - -CPU 2 의 읽기 배리어가 자신의 읽기는 순서를 맞춰줘도, CPU 1 의 스토어와의 -순서를 맞춰준다고는 보장할 수 없다는게 핵심입니다. 따라서, CPU 1 과 CPU 2 가 -버퍼나 캐시를 공유하는 시스템에서 이 예제 코드가 실행된다면, CPU 2 는 CPU 1 이 -쓴 값에 좀 빨리 접근할 수 있을 것입니다. 따라서 CPU 1 과 CPU 2 의 접근으로 -조합된 순서를 모든 CPU 가 동의할 수 있도록 하기 위해 범용 배리어가 필요합니다. - -범용 배리어는 "글로벌 이행성"을 제공해서, 모든 CPU 들이 오퍼레이션들의 순서에 -동의하게 할 것입니다. 반면, release-acquire 조합은 "로컬 이행성" 만을 -제공해서, 해당 조합이 사용된 CPU 들만이 해당 액세스들의 조합된 순서에 동의함이 -보장됩니다. 예를 들어, 존경스런 Herman Hollerith 의 C 코드로 보면: - - int u, v, x, y, z; - - void cpu0(void) - { - r0 = smp_load_acquire(&x); - WRITE_ONCE(u, 1); - smp_store_release(&y, 1); - } - - void cpu1(void) - { - r1 = smp_load_acquire(&y); - r4 = READ_ONCE(v); - r5 = READ_ONCE(u); - smp_store_release(&z, 1); - } - - void cpu2(void) - { - r2 = smp_load_acquire(&z); - smp_store_release(&x, 1); - } - - void cpu3(void) - { - WRITE_ONCE(v, 1); - smp_mb(); - r3 = READ_ONCE(u); - } - -cpu0(), cpu1(), 그리고 cpu2() 는 smp_store_release()/smp_load_acquire() 쌍의 -연결을 통한 로컬 이행성에 동참하고 있으므로, 다음과 같은 결과는 나오지 않을 -겁니다: - - r0 == 1 && r1 == 1 && r2 == 1 - -더 나아가서, cpu0() 와 cpu1() 사이의 release-acquire 관계로 인해, cpu1() 은 -cpu0() 의 쓰기를 봐야만 하므로, 다음과 같은 결과도 없을 겁니다: - - r1 == 1 && r5 == 0 - -하지만, release-acquire 타동성은 동참한 CPU 들에만 적용되므로 cpu3() 에는 -적용되지 않습니다. 따라서, 다음과 같은 결과가 가능합니다: - - r0 == 0 && r1 == 1 && r2 == 1 && r3 == 0 && r4 == 0 - -비슷하게, 다음과 같은 결과도 가능합니다: - - r0 == 0 && r1 == 1 && r2 == 1 && r3 == 0 && r4 == 0 && r5 == 1 - -cpu0(), cpu1(), 그리고 cpu2() 는 그들의 읽기와 쓰기를 순서대로 보게 되지만, -release-acquire 체인에 관여되지 않은 CPU 들은 그 순서에 이견을 가질 수 -있습니다. 이런 이견은 smp_load_acquire() 와 smp_store_release() 의 구현에 -사용되는 완화된 메모리 배리어 인스트럭션들은 항상 배리어 앞의 스토어들을 뒤의 -로드들에 앞세울 필요는 없다는 사실에서 기인합니다. 이 말은 cpu3() 는 cpu0() 의 -u 로의 스토어를 cpu1() 의 v 로부터의 로드 뒤에 일어난 것으로 볼 수 있다는 -뜻입니다, cpu0() 와 cpu1() 은 이 두 오퍼레이션이 의도된 순서대로 일어났음에 -모두 동의하는데도 말입니다. - -하지만, smp_load_acquire() 는 마술이 아님을 명심하시기 바랍니다. 구체적으로, -이 함수는 단순히 순서 규칙을 지키며 인자로부터의 읽기를 수행합니다. 이것은 -어떤 특정한 값이 읽힐 것인지는 보장하지 -않습니다-. 따라서, 다음과 같은 결과도 -가능합니다: - - r0 == 0 && r1 == 0 && r2 == 0 && r5 == 0 - -이런 결과는 어떤 것도 재배치 되지 않는, 순차적 일관성을 가진 가상의 -시스템에서도 일어날 수 있음을 기억해 두시기 바랍니다. - -다시 말하지만, 당신의 코드가 글로벌 이행성을 필요로 한다면, 범용 배리어를 -사용하십시오. - - -================== -명시적 커널 배리어 -================== - -리눅스 커널은 서로 다른 단계에서 동작하는 다양한 배리어들을 가지고 있습니다: - - (*) 컴파일러 배리어. - - (*) CPU 메모리 배리어. - - (*) MMIO 쓰기 배리어. - - -컴파일러 배리어 ---------------- - -리눅스 커널은 컴파일러가 메모리 액세스를 재배치 하는 것을 막아주는 명시적인 -컴파일러 배리어를 가지고 있습니다: - - barrier(); - -이건 범용 배리어입니다 -- barrier() 의 읽기-읽기 나 쓰기-쓰기 변종은 없습니다. -하지만, READ_ONCE() 와 WRITE_ONCE() 는 특정 액세스들에 대해서만 동작하는 -barrier() 의 완화된 형태로 볼 수 있습니다. - -barrier() 함수는 다음과 같은 효과를 갖습니다: - - (*) 컴파일러가 barrier() 뒤의 액세스들이 barrier() 앞의 액세스보다 앞으로 - 재배치되지 못하게 합니다. 예를 들어, 인터럽트 핸들러 코드와 인터럽트 당한 - 코드 사이의 통신을 신중히 하기 위해 사용될 수 있습니다. - - (*) 루프에서, 컴파일러가 루프 조건에 사용된 변수를 매 이터레이션마다 - 메모리에서 로드하지 않아도 되도록 최적화 하는걸 방지합니다. - -READ_ONCE() 와 WRITE_ONCE() 함수는 싱글 쓰레드 코드에서는 문제 없지만 동시성이 -있는 코드에서는 문제가 될 수 있는 모든 최적화를 막습니다. 이런 류의 최적화에 -대한 예를 몇가지 들어보면 다음과 같습니다: - - (*) 컴파일러는 같은 변수에 대한 로드와 스토어를 재배치 할 수 있고, 어떤 - 경우에는 CPU가 같은 변수로부터의 로드들을 재배치할 수도 있습니다. 이는 - 다음의 코드가: - - a[0] = x; - a[1] = x; - - x 의 예전 값이 a[1] 에, 새 값이 a[0] 에 있게 할 수 있다는 뜻입니다. - 컴파일러와 CPU가 이런 일을 못하게 하려면 다음과 같이 해야 합니다: - - a[0] = READ_ONCE(x); - a[1] = READ_ONCE(x); - - 즉, READ_ONCE() 와 WRITE_ONCE() 는 여러 CPU 에서 하나의 변수에 가해지는 - 액세스들에 캐시 일관성을 제공합니다. - - (*) 컴파일러는 같은 변수에 대한 연속적인 로드들을 병합할 수 있습니다. 그런 - 병합 작업으로 컴파일러는 다음의 코드를: - - while (tmp = a) - do_something_with(tmp); - - 다음과 같이, 싱글 쓰레드 코드에서는 말이 되지만 개발자의 의도와 전혀 맞지 - 않는 방향으로 "최적화" 할 수 있습니다: - - if (tmp = a) - for (;;) - do_something_with(tmp); - - 컴파일러가 이런 짓을 하지 못하게 하려면 READ_ONCE() 를 사용하세요: - - while (tmp = READ_ONCE(a)) - do_something_with(tmp); - - (*) 예컨대 레지스터 사용량이 많아 컴파일러가 모든 데이터를 레지스터에 담을 수 - 없는 경우, 컴파일러는 변수를 다시 로드할 수 있습니다. 따라서 컴파일러는 - 앞의 예에서 변수 'tmp' 사용을 최적화로 없애버릴 수 있습니다: - - while (tmp = a) - do_something_with(tmp); - - 이 코드는 다음과 같이 싱글 쓰레드에서는 완벽하지만 동시성이 존재하는 - 경우엔 치명적인 코드로 바뀔 수 있습니다: - - while (a) - do_something_with(a); - - 예를 들어, 최적화된 이 코드는 변수 a 가 다른 CPU 에 의해 "while" 문과 - do_something_with() 호출 사이에 바뀌어 do_something_with() 에 0을 넘길 - 수도 있습니다. - - 이번에도, 컴파일러가 그런 짓을 하는걸 막기 위해 READ_ONCE() 를 사용하세요: - - while (tmp = READ_ONCE(a)) - do_something_with(tmp); - - 레지스터가 부족한 상황을 겪는 경우, 컴파일러는 tmp 를 스택에 저장해둘 수도 - 있습니다. 컴파일러가 변수를 다시 읽어들이는건 이렇게 저장해두고 후에 다시 - 읽어들이는데 드는 오버헤드 때문입니다. 그렇게 하는게 싱글 쓰레드 - 코드에서는 안전하므로, 안전하지 않은 경우에는 컴파일러에게 직접 알려줘야 - 합니다. - - (*) 컴파일러는 그 값이 무엇일지 알고 있다면 로드를 아예 안할 수도 있습니다. - 예를 들어, 다음의 코드는 변수 'a' 의 값이 항상 0임을 증명할 수 있다면: - - while (tmp = a) - do_something_with(tmp); - - 이렇게 최적화 되어버릴 수 있습니다: - - do { } while (0); - - 이 변환은 싱글 쓰레드 코드에서는 도움이 되는데 로드와 브랜치를 제거했기 - 때문입니다. 문제는 컴파일러가 'a' 의 값을 업데이트 하는건 현재의 CPU 하나 - 뿐이라는 가정 위에서 증명을 했다는데 있습니다. 만약 변수 'a' 가 공유되어 - 있다면, 컴파일러의 증명은 틀린 것이 될겁니다. 컴파일러는 그 자신이 - 생각하는 것만큼 많은 것을 알고 있지 못함을 컴파일러에게 알리기 위해 - READ_ONCE() 를 사용하세요: - - while (tmp = READ_ONCE(a)) - do_something_with(tmp); - - 하지만 컴파일러는 READ_ONCE() 뒤에 나오는 값에 대해서도 눈길을 두고 있음을 - 기억하세요. 예를 들어, 다음의 코드에서 MAX 는 전처리기 매크로로, 1의 값을 - 갖는다고 해봅시다: - - while ((tmp = READ_ONCE(a)) % MAX) - do_something_with(tmp); - - 이렇게 되면 컴파일러는 MAX 를 가지고 수행되는 "%" 오퍼레이터의 결과가 항상 - 0이라는 것을 알게 되고, 컴파일러가 코드를 실질적으로는 존재하지 않는 - 것처럼 최적화 하는 것이 허용되어 버립니다. ('a' 변수의 로드는 여전히 - 행해질 겁니다.) - - (*) 비슷하게, 컴파일러는 변수가 저장하려 하는 값을 이미 가지고 있다는 것을 - 알면 스토어 자체를 제거할 수 있습니다. 이번에도, 컴파일러는 현재의 CPU - 만이 그 변수에 값을 쓰는 오로지 하나의 존재라고 생각하여 공유된 변수에 - 대해서는 잘못된 일을 하게 됩니다. 예를 들어, 다음과 같은 경우가 있을 수 - 있습니다: - - a = 0; - ... 변수 a 에 스토어를 하지 않는 코드 ... - a = 0; - - 컴파일러는 변수 'a' 의 값은 이미 0이라는 것을 알고, 따라서 두번째 스토어를 - 삭제할 겁니다. 만약 다른 CPU 가 그 사이 변수 'a' 에 다른 값을 썼다면 - 황당한 결과가 나올 겁니다. - - 컴파일러가 그런 잘못된 추측을 하지 않도록 WRITE_ONCE() 를 사용하세요: - - WRITE_ONCE(a, 0); - ... 변수 a 에 스토어를 하지 않는 코드 ... - WRITE_ONCE(a, 0); - - (*) 컴파일러는 하지 말라고 하지 않으면 메모리 액세스들을 재배치 할 수 - 있습니다. 예를 들어, 다음의 프로세스 레벨 코드와 인터럽트 핸들러 사이의 - 상호작용을 생각해 봅시다: - - void process_level(void) - { - msg = get_message(); - flag = true; - } - - void interrupt_handler(void) - { - if (flag) - process_message(msg); - } - - 이 코드에는 컴파일러가 process_level() 을 다음과 같이 변환하는 것을 막을 - 수단이 없고, 이런 변환은 싱글쓰레드에서라면 실제로 훌륭한 선택일 수 - 있습니다: - - void process_level(void) - { - flag = true; - msg = get_message(); - } - - 이 두개의 문장 사이에 인터럽트가 발생한다면, interrupt_handler() 는 의미를 - 알 수 없는 메세지를 받을 수도 있습니다. 이걸 막기 위해 다음과 같이 - WRITE_ONCE() 를 사용하세요: - - void process_level(void) - { - WRITE_ONCE(msg, get_message()); - WRITE_ONCE(flag, true); - } - - void interrupt_handler(void) - { - if (READ_ONCE(flag)) - process_message(READ_ONCE(msg)); - } - - interrupt_handler() 안에서도 중첩된 인터럽트나 NMI 와 같이 인터럽트 핸들러 - 역시 'flag' 와 'msg' 에 접근하는 또다른 무언가에 인터럽트 될 수 있다면 - READ_ONCE() 와 WRITE_ONCE() 를 사용해야 함을 기억해 두세요. 만약 그런 - 가능성이 없다면, interrupt_handler() 안에서는 문서화 목적이 아니라면 - READ_ONCE() 와 WRITE_ONCE() 는 필요치 않습니다. (근래의 리눅스 커널에서 - 중첩된 인터럽트는 보통 잘 일어나지 않음도 기억해 두세요, 실제로, 어떤 - 인터럽트 핸들러가 인터럽트가 활성화된 채로 리턴하면 WARN_ONCE() 가 - 실행됩니다.) - - 컴파일러는 READ_ONCE() 와 WRITE_ONCE() 뒤의 READ_ONCE() 나 WRITE_ONCE(), - barrier(), 또는 비슷한 것들을 담고 있지 않은 코드를 움직일 수 있을 것으로 - 가정되어야 합니다. - - 이 효과는 barrier() 를 통해서도 만들 수 있지만, READ_ONCE() 와 - WRITE_ONCE() 가 좀 더 안목 높은 선택입니다: READ_ONCE() 와 WRITE_ONCE()는 - 컴파일러에 주어진 메모리 영역에 대해서만 최적화 가능성을 포기하도록 - 하지만, barrier() 는 컴파일러가 지금까지 기계의 레지스터에 캐시해 놓은 - 모든 메모리 영역의 값을 버려야 하게 하기 때문입니다. 물론, 컴파일러는 - READ_ONCE() 와 WRITE_ONCE() 가 일어난 순서도 지켜줍니다, CPU 는 당연히 - 그 순서를 지킬 의무가 없지만요. - - (*) 컴파일러는 다음의 예에서와 같이 변수에의 스토어를 날조해낼 수도 있습니다: - - if (a) - b = a; - else - b = 42; - - 컴파일러는 아래와 같은 최적화로 브랜치를 줄일 겁니다: - - b = 42; - if (a) - b = a; - - 싱글 쓰레드 코드에서 이 최적화는 안전할 뿐 아니라 브랜치 갯수를 - 줄여줍니다. 하지만 안타깝게도, 동시성이 있는 코드에서는 이 최적화는 다른 - CPU 가 'b' 를 로드할 때, -- 'a' 가 0이 아닌데도 -- 가짜인 값, 42를 보게 - 되는 경우를 가능하게 합니다. 이걸 방지하기 위해 WRITE_ONCE() 를 - 사용하세요: - - if (a) - WRITE_ONCE(b, a); - else - WRITE_ONCE(b, 42); - - 컴파일러는 로드를 만들어낼 수도 있습니다. 일반적으로는 문제를 일으키지 - 않지만, 캐시 라인 바운싱을 일으켜 성능과 확장성을 떨어뜨릴 수 있습니다. - 날조된 로드를 막기 위해선 READ_ONCE() 를 사용하세요. - - (*) 정렬된 메모리 주소에 위치한, 한번의 메모리 참조 인스트럭션으로 액세스 - 가능한 크기의 데이터는 하나의 큰 액세스가 여러개의 작은 액세스들로 - 대체되는 "로드 티어링(load tearing)" 과 "스토어 티어링(store tearing)" 을 - 방지합니다. 예를 들어, 주어진 아키텍쳐가 7-bit imeediate field 를 갖는 - 16-bit 스토어 인스트럭션을 제공한다면, 컴파일러는 다음의 32-bit 스토어를 - 구현하는데에 두개의 16-bit store-immediate 명령을 사용하려 할겁니다: - - p = 0x00010002; - - 스토어 할 상수를 만들고 그 값을 스토어 하기 위해 두개가 넘는 인스트럭션을 - 사용하게 되는, 이런 종류의 최적화를 GCC 는 실제로 함을 부디 알아 두십시오. - 이 최적화는 싱글 쓰레드 코드에서는 성공적인 최적화 입니다. 실제로, 근래에 - 발생한 (그리고 고쳐진) 버그는 GCC 가 volatile 스토어에 비정상적으로 이 - 최적화를 사용하게 했습니다. 그런 버그가 없다면, 다음의 예에서 - WRITE_ONCE() 의 사용은 스토어 티어링을 방지합니다: - - WRITE_ONCE(p, 0x00010002); - - Packed 구조체의 사용 역시 다음의 예처럼 로드 / 스토어 티어링을 유발할 수 - 있습니다: - - struct __attribute__((__packed__)) foo { - short a; - int b; - short c; - }; - struct foo foo1, foo2; - ... - - foo2.a = foo1.a; - foo2.b = foo1.b; - foo2.c = foo1.c; - - READ_ONCE() 나 WRITE_ONCE() 도 없고 volatile 마킹도 없기 때문에, - 컴파일러는 이 세개의 대입문을 두개의 32-bit 로드와 두개의 32-bit 스토어로 - 변환할 수 있습니다. 이는 'foo1.b' 의 값의 로드 티어링과 'foo2.b' 의 - 스토어 티어링을 초래할 겁니다. 이 예에서도 READ_ONCE() 와 WRITE_ONCE() - 가 티어링을 막을 수 있습니다: - - foo2.a = foo1.a; - WRITE_ONCE(foo2.b, READ_ONCE(foo1.b)); - foo2.c = foo1.c; - -그렇지만, volatile 로 마크된 변수에 대해서는 READ_ONCE() 와 WRITE_ONCE() 가 -필요치 않습니다. 예를 들어, 'jiffies' 는 volatile 로 마크되어 있기 때문에, -READ_ONCE(jiffies) 라고 할 필요가 없습니다. READ_ONCE() 와 WRITE_ONCE() 가 -실은 volatile 캐스팅으로 구현되어 있어서 인자가 이미 volatile 로 마크되어 -있다면 또다른 효과를 내지는 않기 때문입니다. - -이 컴파일러 배리어들은 CPU 에는 직접적 효과를 전혀 만들지 않기 때문에, 결국은 -재배치가 일어날 수도 있음을 부디 기억해 두십시오. - - -CPU 메모리 배리어 ------------------ - -리눅스 커널은 다음의 여덟개 기본 CPU 메모리 배리어를 가지고 있습니다: - - TYPE MANDATORY SMP CONDITIONAL - =============== ======================= =========================== - 범용 mb() smp_mb() - 쓰기 wmb() smp_wmb() - 읽기 rmb() smp_rmb() - 데이터 의존성 read_barrier_depends() smp_read_barrier_depends() - - -데이터 의존성 배리어를 제외한 모든 메모리 배리어는 컴파일러 배리어를 -포함합니다. 데이터 의존성은 컴파일러에의 추가적인 순서 보장을 포함하지 -않습니다. - -방백: 데이터 의존성이 있는 경우, 컴파일러는 해당 로드를 올바른 순서로 일으킬 -것으로 (예: `a[b]` 는 a[b] 를 로드 하기 전에 b 의 값을 먼저 로드한다) -기대되지만, C 언어 사양에는 컴파일러가 b 의 값을 추측 (예: 1 과 같음) 해서 -b 로드 전에 a 로드를 하는 코드 (예: tmp = a[1]; if (b != 1) tmp = a[b]; ) 를 -만들지 않아야 한다는 내용 같은 건 없습니다. 또한 컴파일러는 a[b] 를 로드한 -후에 b 를 또다시 로드할 수도 있어서, a[b] 보다 최신 버전의 b 값을 가질 수도 -있습니다. 이런 문제들의 해결책에 대한 의견 일치는 아직 없습니다만, 일단 -READ_ONCE() 매크로부터 보기 시작하는게 좋은 시작이 될겁니다. - -SMP 메모리 배리어들은 유니프로세서로 컴파일된 시스템에서는 컴파일러 배리어로 -바뀌는데, 하나의 CPU 는 스스로 일관성을 유지하고, 겹치는 액세스들 역시 올바른 -순서로 행해질 것으로 생각되기 때문입니다. 하지만, 아래의 "Virtual Machine -Guests" 서브섹션을 참고하십시오. - -[!] SMP 시스템에서 공유메모리로의 접근들을 순서 세워야 할 때, SMP 메모리 -배리어는 _반드시_ 사용되어야 함을 기억하세요, 그대신 락을 사용하는 것으로도 -충분하긴 하지만 말이죠. - -Mandatory 배리어들은 SMP 시스템에서도 UP 시스템에서도 SMP 효과만 통제하기에는 -불필요한 오버헤드를 갖기 때문에 SMP 효과만 통제하면 되는 곳에는 사용되지 않아야 -합니다. 하지만, 느슨한 순서 규칙의 메모리 I/O 윈도우를 통한 MMIO 의 효과를 -통제할 때에는 mandatory 배리어들이 사용될 수 있습니다. 이 배리어들은 -컴파일러와 CPU 모두 재배치를 못하도록 함으로써 메모리 오퍼레이션들이 디바이스에 -보여지는 순서에도 영향을 주기 때문에, SMP 가 아닌 시스템이라 할지라도 필요할 수 -있습니다. - - -일부 고급 배리어 함수들도 있습니다: - - (*) smp_store_mb(var, value) - - 이 함수는 특정 변수에 특정 값을 대입하고 범용 메모리 배리어를 칩니다. - UP 컴파일에서는 컴파일러 배리어보다 더한 것을 친다고는 보장되지 않습니다. - - - (*) smp_mb__before_atomic(); - (*) smp_mb__after_atomic(); - - 이것들은 값을 리턴하지 않는 (더하기, 빼기, 증가, 감소와 같은) 어토믹 - 함수들을 위한, 특히 그것들이 레퍼런스 카운팅에 사용될 때를 위한 - 함수들입니다. 이 함수들은 메모리 배리어를 내포하고 있지는 않습니다. - - 이것들은 값을 리턴하지 않으며 어토믹한 (set_bit 과 clear_bit 같은) 비트 - 연산에도 사용될 수 있습니다. - - 한 예로, 객체 하나를 무효한 것으로 표시하고 그 객체의 레퍼런스 카운트를 - 감소시키는 다음 코드를 보세요: - - obj->dead = 1; - smp_mb__before_atomic(); - atomic_dec(&obj->ref_count); - - 이 코드는 객체의 업데이트된 death 마크가 레퍼런스 카운터 감소 동작 - *전에* 보일 것을 보장합니다. - - 더 많은 정보를 위해선 Documentation/atomic_ops.txt 문서를 참고하세요. - 어디서 이것들을 사용해야 할지 궁금하다면 "어토믹 오퍼레이션" 서브섹션을 - 참고하세요. - - - (*) lockless_dereference(); - - 이 함수는 smp_read_barrier_depends() 데이터 의존성 배리어를 사용하는 - 포인터 읽어오기 래퍼(wrapper) 함수로 생각될 수 있습니다. - - 객체의 라이프타임이 RCU 외의 메커니즘으로 관리된다는 점을 제외하면 - rcu_dereference() 와도 유사한데, 예를 들면 객체가 시스템이 꺼질 때에만 - 제거되는 경우 등입니다. 또한, lockless_dereference() 은 RCU 와 함께 - 사용될수도, RCU 없이 사용될 수도 있는 일부 데이터 구조에 사용되고 - 있습니다. - - - (*) dma_wmb(); - (*) dma_rmb(); - - 이것들은 CPU 와 DMA 가능한 디바이스에서 모두 액세스 가능한 공유 메모리의 - 읽기, 쓰기 작업들의 순서를 보장하기 위해 consistent memory 에서 사용하기 - 위한 것들입니다. - - 예를 들어, 디바이스와 메모리를 공유하며, 디스크립터 상태 값을 사용해 - 디스크립터가 디바이스에 속해 있는지 아니면 CPU 에 속해 있는지 표시하고, - 공지용 초인종(doorbell) 을 사용해 업데이트된 디스크립터가 디바이스에 사용 - 가능해졌음을 공지하는 디바이스 드라이버를 생각해 봅시다: - - if (desc->status != DEVICE_OWN) { - /* 디스크립터를 소유하기 전에는 데이터를 읽지 않음 */ - dma_rmb(); - - /* 데이터를 읽고 씀 */ - read_data = desc->data; - desc->data = write_data; - - /* 상태 업데이트 전 수정사항을 반영 */ - dma_wmb(); - - /* 소유권을 수정 */ - desc->status = DEVICE_OWN; - - /* MMIO 를 통해 디바이스에 공지를 하기 전에 메모리를 동기화 */ - wmb(); - - /* 업데이트된 디스크립터의 디바이스에 공지 */ - writel(DESC_NOTIFY, doorbell); - } - - dma_rmb() 는 디스크립터로부터 데이터를 읽어오기 전에 디바이스가 소유권을 - 내놓았음을 보장하게 하고, dma_wmb() 는 디바이스가 자신이 소유권을 다시 - 가졌음을 보기 전에 디스크립터에 데이터가 쓰였음을 보장합니다. wmb() 는 - 캐시 일관성이 없는 (cache incoherent) MMIO 영역에 쓰기를 시도하기 전에 - 캐시 일관성이 있는 메모리 (cache coherent memory) 쓰기가 완료되었음을 - 보장해주기 위해 필요합니다. - - consistent memory 에 대한 자세한 내용을 위해선 Documentation/DMA-API.txt - 문서를 참고하세요. - - -MMIO 쓰기 배리어 ----------------- - -리눅스 커널은 또한 memory-mapped I/O 쓰기를 위한 특별한 배리어도 가지고 -있습니다: - - mmiowb(); - -이것은 mandatory 쓰기 배리어의 변종으로, 완화된 순서 규칙의 I/O 영역에으로의 -쓰기가 부분적으로 순서를 맞추도록 해줍니다. 이 함수는 CPU->하드웨어 사이를 -넘어서 실제 하드웨어에까지 일부 수준의 영향을 끼칩니다. - -더 많은 정보를 위해선 "Acquire vs I/O 액세스" 서브섹션을 참고하세요. - - -========================= -암묵적 커널 메모리 배리어 -========================= - -리눅스 커널의 일부 함수들은 메모리 배리어를 내장하고 있는데, 락(lock)과 -스케쥴링 관련 함수들이 대부분입니다. - -여기선 _최소한의_ 보장을 설명합니다; 특정 아키텍쳐에서는 이 설명보다 더 많은 -보장을 제공할 수도 있습니다만 해당 아키텍쳐에 종속적인 코드 외의 부분에서는 -그런 보장을 기대해선 안될겁니다. - - -락 ACQUISITION 함수 -------------------- - -리눅스 커널은 다양한 락 구성체를 가지고 있습니다: - - (*) 스핀 락 - (*) R/W 스핀 락 - (*) 뮤텍스 - (*) 세마포어 - (*) R/W 세마포어 - -각 구성체마다 모든 경우에 "ACQUIRE" 오퍼레이션과 "RELEASE" 오퍼레이션의 변종이 -존재합니다. 이 오퍼레이션들은 모두 적절한 배리어를 내포하고 있습니다: - - (1) ACQUIRE 오퍼레이션의 영향: - - ACQUIRE 뒤에서 요청된 메모리 오퍼레이션은 ACQUIRE 오퍼레이션이 완료된 - 뒤에 완료됩니다. - - ACQUIRE 앞에서 요청된 메모리 오퍼레이션은 ACQUIRE 오퍼레이션이 완료된 후에 - 완료될 수 있습니다. smp_mb__before_spinlock() 뒤에 ACQUIRE 가 실행되는 - 코드 블록은 블록 앞의 스토어를 블록 뒤의 로드와 스토어에 대해 순서 - 맞춥니다. 이건 smp_mb() 보다 완화된 것임을 기억하세요! 많은 아키텍쳐에서 - smp_mb__before_spinlock() 은 사실 아무일도 하지 않습니다. - - (2) RELEASE 오퍼레이션의 영향: - - RELEASE 앞에서 요청된 메모리 오퍼레이션은 RELEASE 오퍼레이션이 완료되기 - 전에 완료됩니다. - - RELEASE 뒤에서 요청된 메모리 오퍼레이션은 RELEASE 오퍼레이션 완료 전에 - 완료될 수 있습니다. - - (3) ACQUIRE vs ACQUIRE 영향: - - 어떤 ACQUIRE 오퍼레이션보다 앞에서 요청된 모든 ACQUIRE 오퍼레이션은 그 - ACQUIRE 오퍼레이션 전에 완료됩니다. - - (4) ACQUIRE vs RELEASE implication: - - 어떤 RELEASE 오퍼레이션보다 앞서 요청된 ACQUIRE 오퍼레이션은 그 RELEASE - 오퍼레이션보다 먼저 완료됩니다. - - (5) 실패한 조건적 ACQUIRE 영향: - - ACQUIRE 오퍼레이션의 일부 락(lock) 변종은 락이 곧바로 획득하기에는 - 불가능한 상태이거나 락이 획득 가능해지도록 기다리는 도중 시그널을 받거나 - 해서 실패할 수 있습니다. 실패한 락은 어떤 배리어도 내포하지 않습니다. - -[!] 참고: 락 ACQUIRE 와 RELEASE 가 단방향 배리어여서 나타나는 현상 중 하나는 -크리티컬 섹션 바깥의 인스트럭션의 영향이 크리티컬 섹션 내부로도 들어올 수 -있다는 것입니다. - -RELEASE 후에 요청되는 ACQUIRE 는 전체 메모리 배리어라 여겨지면 안되는데, -ACQUIRE 앞의 액세스가 ACQUIRE 후에 수행될 수 있고, RELEASE 후의 액세스가 -RELEASE 전에 수행될 수도 있으며, 그 두개의 액세스가 서로를 지나칠 수도 있기 -때문입니다: - - *A = a; - ACQUIRE M - RELEASE M - *B = b; - -는 다음과 같이 될 수도 있습니다: - - ACQUIRE M, STORE *B, STORE *A, RELEASE M - -ACQUIRE 와 RELEASE 가 락 획득과 해제라면, 그리고 락의 ACQUIRE 와 RELEASE 가 -같은 락 변수에 대한 것이라면, 해당 락을 쥐고 있지 않은 다른 CPU 의 시야에는 -이와 같은 재배치가 일어나는 것으로 보일 수 있습니다. 요약하자면, ACQUIRE 에 -이어 RELEASE 오퍼레이션을 순차적으로 실행하는 행위가 전체 메모리 배리어로 -생각되어선 -안됩니다-. - -비슷하게, 앞의 반대 케이스인 RELEASE 와 ACQUIRE 두개 오퍼레이션의 순차적 실행 -역시 전체 메모리 배리어를 내포하지 않습니다. 따라서, RELEASE, ACQUIRE 로 -규정되는 크리티컬 섹션의 CPU 수행은 RELEASE 와 ACQUIRE 를 가로지를 수 있으므로, -다음과 같은 코드는: - - *A = a; - RELEASE M - ACQUIRE N - *B = b; - -다음과 같이 수행될 수 있습니다: - - ACQUIRE N, STORE *B, STORE *A, RELEASE M - -이런 재배치는 데드락을 일으킬 수도 있을 것처럼 보일 수 있습니다. 하지만, 그런 -데드락의 조짐이 있다면 RELEASE 는 단순히 완료될 것이므로 데드락은 존재할 수 -없습니다. - - 이게 어떻게 올바른 동작을 할 수 있을까요? - - 우리가 이야기 하고 있는건 재배치를 하는 CPU 에 대한 이야기이지, - 컴파일러에 대한 것이 아니란 점이 핵심입니다. 컴파일러 (또는, 개발자) - 가 오퍼레이션들을 이렇게 재배치하면, 데드락이 일어날 수 -있습-니다. - - 하지만 CPU 가 오퍼레이션들을 재배치 했다는걸 생각해 보세요. 이 예에서, - 어셈블리 코드 상으로는 언락이 락을 앞서게 되어 있습니다. CPU 가 이를 - 재배치해서 뒤의 락 오퍼레이션을 먼저 실행하게 됩니다. 만약 데드락이 - 존재한다면, 이 락 오퍼레이션은 그저 스핀을 하며 계속해서 락을 - 시도합니다 (또는, 한참 후에겠지만, 잠듭니다). CPU 는 언젠가는 - (어셈블리 코드에서는 락을 앞서는) 언락 오퍼레이션을 실행하는데, 이 언락 - 오퍼레이션이 잠재적 데드락을 해결하고, 락 오퍼레이션도 뒤이어 성공하게 - 됩니다. - - 하지만 만약 락이 잠을 자는 타입이었다면요? 그런 경우에 코드는 - 스케쥴러로 들어가려 할 거고, 여기서 결국은 메모리 배리어를 만나게 - 되는데, 이 메모리 배리어는 앞의 언락 오퍼레이션이 완료되도록 만들고, - 데드락은 이번에도 해결됩니다. 잠을 자는 행위와 언락 사이의 경주 상황 - (race) 도 있을 수 있겠습니다만, 락 관련 기능들은 그런 경주 상황을 모든 - 경우에 제대로 해결할 수 있어야 합니다. - -락과 세마포어는 UP 컴파일된 시스템에서의 순서에 대해 보장을 하지 않기 때문에, -그런 상황에서 인터럽트 비활성화 오퍼레이션과 함께가 아니라면 어떤 일에도 - 특히 -I/O 액세스와 관련해서는 - 제대로 사용될 수 없을 겁니다. - -"CPU 간 ACQUIRING 배리어 효과" 섹션도 참고하시기 바랍니다. - - -예를 들어, 다음과 같은 코드를 생각해 봅시다: - - *A = a; - *B = b; - ACQUIRE - *C = c; - *D = d; - RELEASE - *E = e; - *F = f; - -여기선 다음의 이벤트 시퀀스가 생길 수 있습니다: - - ACQUIRE, {*F,*A}, *E, {*C,*D}, *B, RELEASE - - [+] {*F,*A} 는 조합된 액세스를 의미합니다. - -하지만 다음과 같은 건 불가능하죠: - - {*F,*A}, *B, ACQUIRE, *C, *D, RELEASE, *E - *A, *B, *C, ACQUIRE, *D, RELEASE, *E, *F - *A, *B, ACQUIRE, *C, RELEASE, *D, *E, *F - *B, ACQUIRE, *C, *D, RELEASE, {*F,*A}, *E - - - -인터럽트 비활성화 함수 ----------------------- - -인터럽트를 비활성화 하는 함수 (ACQUIRE 와 동일) 와 인터럽트를 활성화 하는 함수 -(RELEASE 와 동일) 는 컴파일러 배리어처럼만 동작합니다. 따라서, 별도의 메모리 -배리어나 I/O 배리어가 필요한 상황이라면 그 배리어들은 인터럽트 비활성화 함수 -외의 방법으로 제공되어야만 합니다. - - -슬립과 웨이크업 함수 --------------------- - -글로벌 데이터에 표시된 이벤트에 의해 프로세스를 잠에 빠트리는 것과 깨우는 것은 -해당 이벤트를 기다리는 태스크의 태스크 상태와 그 이벤트를 알리기 위해 사용되는 -글로벌 데이터, 두 데이터간의 상호작용으로 볼 수 있습니다. 이것이 옳은 순서대로 -일어남을 분명히 하기 위해, 프로세스를 잠에 들게 하는 기능과 깨우는 기능은 -몇가지 배리어를 내포합니다. - -먼저, 잠을 재우는 쪽은 일반적으로 다음과 같은 이벤트 시퀀스를 따릅니다: - - for (;;) { - set_current_state(TASK_UNINTERRUPTIBLE); - if (event_indicated) - break; - schedule(); - } - -set_current_state() 에 의해, 태스크 상태가 바뀐 후 범용 메모리 배리어가 -자동으로 삽입됩니다: - - CPU 1 - =============================== - set_current_state(); - smp_store_mb(); - STORE current->state - <범용 배리어> - LOAD event_indicated - -set_current_state() 는 다음의 것들로 감싸질 수도 있습니다: - - prepare_to_wait(); - prepare_to_wait_exclusive(); - -이것들 역시 상태를 설정한 후 범용 메모리 배리어를 삽입합니다. -앞의 전체 시퀀스는 다음과 같은 함수들로 한번에 수행 가능한데, 이것들은 모두 -올바른 장소에 메모리 배리어를 삽입합니다: - - wait_event(); - wait_event_interruptible(); - wait_event_interruptible_exclusive(); - wait_event_interruptible_timeout(); - wait_event_killable(); - wait_event_timeout(); - wait_on_bit(); - wait_on_bit_lock(); - - -두번째로, 깨우기를 수행하는 코드는 일반적으로 다음과 같을 겁니다: - - event_indicated = 1; - wake_up(&event_wait_queue); - -또는: - - event_indicated = 1; - wake_up_process(event_daemon); - -wake_up() 류에 의해 쓰기 메모리 배리어가 내포됩니다. 만약 그것들이 뭔가를 -깨운다면요. 이 배리어는 태스크 상태가 지워지기 전에 수행되므로, 이벤트를 -알리기 위한 STORE 와 태스크 상태를 TASK_RUNNING 으로 설정하는 STORE 사이에 -위치하게 됩니다. - - CPU 1 CPU 2 - =============================== =============================== - set_current_state(); STORE event_indicated - smp_store_mb(); wake_up(); - STORE current->state <쓰기 배리어> - <범용 배리어> STORE current->state - LOAD event_indicated - -한번더 말합니다만, 이 쓰기 메모리 배리어는 이 코드가 정말로 뭔가를 깨울 때에만 -실행됩니다. 이걸 설명하기 위해, X 와 Y 는 모두 0 으로 초기화 되어 있다는 가정 -하에 아래의 이벤트 시퀀스를 생각해 봅시다: - - CPU 1 CPU 2 - =============================== =============================== - X = 1; STORE event_indicated - smp_mb(); wake_up(); - Y = 1; wait_event(wq, Y == 1); - wake_up(); load from Y sees 1, no memory barrier - load from X might see 0 - -위 예제에서의 경우와 달리 깨우기가 정말로 행해졌다면, CPU 2 의 X 로드는 1 을 -본다고 보장될 수 있을 겁니다. - -사용 가능한 깨우기류 함수들로 다음과 같은 것들이 있습니다: - - complete(); - wake_up(); - wake_up_all(); - wake_up_bit(); - wake_up_interruptible(); - wake_up_interruptible_all(); - wake_up_interruptible_nr(); - wake_up_interruptible_poll(); - wake_up_interruptible_sync(); - wake_up_interruptible_sync_poll(); - wake_up_locked(); - wake_up_locked_poll(); - wake_up_nr(); - wake_up_poll(); - wake_up_process(); - - -[!] 잠재우는 코드와 깨우는 코드에 내포되는 메모리 배리어들은 깨우기 전에 -이루어진 스토어를 잠재우는 코드가 set_current_state() 를 호출한 후에 행하는 -로드에 대해 순서를 맞추지 _않는다는_ 점을 기억하세요. 예를 들어, 잠재우는 -코드가 다음과 같고: - - set_current_state(TASK_INTERRUPTIBLE); - if (event_indicated) - break; - __set_current_state(TASK_RUNNING); - do_something(my_data); - -깨우는 코드는 다음과 같다면: - - my_data = value; - event_indicated = 1; - wake_up(&event_wait_queue); - -event_indecated 에의 변경이 잠재우는 코드에게 my_data 에의 변경 후에 이루어진 -것으로 인지될 것이라는 보장이 없습니다. 이런 경우에는 양쪽 코드 모두 각각의 -데이터 액세스 사이에 메모리 배리어를 직접 쳐야 합니다. 따라서 앞의 재우는 -코드는 다음과 같이: - - set_current_state(TASK_INTERRUPTIBLE); - if (event_indicated) { - smp_rmb(); - do_something(my_data); - } - -그리고 깨우는 코드는 다음과 같이 되어야 합니다: - - my_data = value; - smp_wmb(); - event_indicated = 1; - wake_up(&event_wait_queue); - - -그외의 함수들 -------------- - -그외의 배리어를 내포하는 함수들은 다음과 같습니다: - - (*) schedule() 과 그 유사한 것들이 완전한 메모리 배리어를 내포합니다. - - -============================== -CPU 간 ACQUIRING 배리어의 효과 -============================== - -SMP 시스템에서의 락 기능들은 더욱 강력한 형태의 배리어를 제공합니다: 이 -배리어는 동일한 락을 사용하는 다른 CPU 들의 메모리 액세스 순서에도 영향을 -끼칩니다. - - -ACQUIRE VS 메모리 액세스 ------------------------- - -다음의 예를 생각해 봅시다: 시스템은 두개의 스핀락 (M) 과 (Q), 그리고 세개의 CPU -를 가지고 있습니다; 여기에 다음의 이벤트 시퀀스가 발생합니다: - - CPU 1 CPU 2 - =============================== =============================== - WRITE_ONCE(*A, a); WRITE_ONCE(*E, e); - ACQUIRE M ACQUIRE Q - WRITE_ONCE(*B, b); WRITE_ONCE(*F, f); - WRITE_ONCE(*C, c); WRITE_ONCE(*G, g); - RELEASE M RELEASE Q - WRITE_ONCE(*D, d); WRITE_ONCE(*H, h); - -*A 로의 액세스부터 *H 로의 액세스까지가 어떤 순서로 CPU 3 에게 보여질지에 -대해서는 각 CPU 에서의 락 사용에 의해 내포되어 있는 제약을 제외하고는 어떤 -보장도 존재하지 않습니다. 예를 들어, CPU 3 에게 다음과 같은 순서로 보여지는 -것이 가능합니다: - - *E, ACQUIRE M, ACQUIRE Q, *G, *C, *F, *A, *B, RELEASE Q, *D, *H, RELEASE M - -하지만 다음과 같이 보이지는 않을 겁니다: - - *B, *C or *D preceding ACQUIRE M - *A, *B or *C following RELEASE M - *F, *G or *H preceding ACQUIRE Q - *E, *F or *G following RELEASE Q - - - -ACQUIRE VS I/O 액세스 ----------------------- - -특정한 (특히 NUMA 가 관련된) 환경 하에서 두개의 CPU 에서 동일한 스핀락으로 -보호되는 두개의 크리티컬 섹션 안의 I/O 액세스는 PCI 브릿지에 겹쳐진 I/O -액세스로 보일 수 있는데, PCI 브릿지는 캐시 일관성 프로토콜과 합을 맞춰야 할 -의무가 없으므로, 필요한 읽기 메모리 배리어가 요청되지 않기 때문입니다. - -예를 들어서: - - CPU 1 CPU 2 - =============================== =============================== - spin_lock(Q) - writel(0, ADDR) - writel(1, DATA); - spin_unlock(Q); - spin_lock(Q); - writel(4, ADDR); - writel(5, DATA); - spin_unlock(Q); - -는 PCI 브릿지에 다음과 같이 보일 수 있습니다: - - STORE *ADDR = 0, STORE *ADDR = 4, STORE *DATA = 1, STORE *DATA = 5 - -이렇게 되면 하드웨어의 오동작을 일으킬 수 있습니다. - - -이런 경우엔 잡아둔 스핀락을 내려놓기 전에 mmiowb() 를 수행해야 하는데, 예를 -들면 다음과 같습니다: - - CPU 1 CPU 2 - =============================== =============================== - spin_lock(Q) - writel(0, ADDR) - writel(1, DATA); - mmiowb(); - spin_unlock(Q); - spin_lock(Q); - writel(4, ADDR); - writel(5, DATA); - mmiowb(); - spin_unlock(Q); - -이 코드는 CPU 1 에서 요청된 두개의 스토어가 PCI 브릿지에 CPU 2 에서 요청된 -스토어들보다 먼저 보여짐을 보장합니다. - - -또한, 같은 디바이스에서 스토어를 이어 로드가 수행되면 이 로드는 로드가 수행되기 -전에 스토어가 완료되기를 강제하므로 mmiowb() 의 필요가 없어집니다: - - CPU 1 CPU 2 - =============================== =============================== - spin_lock(Q) - writel(0, ADDR) - a = readl(DATA); - spin_unlock(Q); - spin_lock(Q); - writel(4, ADDR); - b = readl(DATA); - spin_unlock(Q); - - -더 많은 정보를 위해선 Documenataion/DocBook/deviceiobook.tmpl 을 참고하세요. - - -========================= -메모리 배리어가 필요한 곳 -========================= - -설령 SMP 커널을 사용하더라도 싱글 쓰레드로 동작하는 코드는 올바르게 동작하는 -것으로 보여질 것이기 때문에, 평범한 시스템 운영중에 메모리 오퍼레이션 재배치는 -일반적으로 문제가 되지 않습니다. 하지만, 재배치가 문제가 _될 수 있는_ 네가지 -환경이 있습니다: - - (*) 프로세서간 상호 작용. - - (*) 어토믹 오퍼레이션. - - (*) 디바이스 액세스. - - (*) 인터럽트. - - -프로세서간 상호 작용 --------------------- - -두개 이상의 프로세서를 가진 시스템이 있다면, 시스템의 두개 이상의 CPU 는 동시에 -같은 데이터에 대한 작업을 할 수 있습니다. 이는 동기화 문제를 일으킬 수 있고, -이 문제를 해결하는 일반적 방법은 락을 사용하는 것입니다. 하지만, 락은 상당히 -비용이 비싸서 가능하면 락을 사용하지 않고 일을 처리하는 것이 낫습니다. 이런 -경우, 두 CPU 모두에 영향을 끼치는 오퍼레이션들은 오동작을 막기 위해 신중하게 -순서가 맞춰져야 합니다. - -예를 들어, R/W 세마포어의 느린 수행경로 (slow path) 를 생각해 봅시다. -세마포어를 위해 대기를 하는 하나의 프로세스가 자신의 스택 중 일부를 이 -세마포어의 대기 프로세스 리스트에 링크한 채로 있습니다: - - struct rw_semaphore { - ... - spinlock_t lock; - struct list_head waiters; - }; - - struct rwsem_waiter { - struct list_head list; - struct task_struct *task; - }; - -특정 대기 상태 프로세스를 깨우기 위해, up_read() 나 up_write() 함수는 다음과 -같은 일을 합니다: - - (1) 다음 대기 상태 프로세스 레코드는 어디있는지 알기 위해 이 대기 상태 - 프로세스 레코드의 next 포인터를 읽습니다; - - (2) 이 대기 상태 프로세스의 task 구조체로의 포인터를 읽습니다; - - (3) 이 대기 상태 프로세스가 세마포어를 획득했음을 알리기 위해 task - 포인터를 초기화 합니다; - - (4) 해당 태스크에 대해 wake_up_process() 를 호출합니다; 그리고 - - (5) 해당 대기 상태 프로세스의 task 구조체를 잡고 있던 레퍼런스를 해제합니다. - -달리 말하자면, 다음 이벤트 시퀀스를 수행해야 합니다: - - LOAD waiter->list.next; - LOAD waiter->task; - STORE waiter->task; - CALL wakeup - RELEASE task - -그리고 이 이벤트들이 다른 순서로 수행된다면, 오동작이 일어날 수 있습니다. - -한번 세마포어의 대기줄에 들어갔고 세마포어 락을 놓았다면, 해당 대기 프로세스는 -락을 다시는 잡지 않습니다; 대신 자신의 task 포인터가 초기화 되길 기다립니다. -그 레코드는 대기 프로세스의 스택에 있기 때문에, 리스트의 next 포인터가 읽혀지기 -_전에_ task 포인터가 지워진다면, 다른 CPU 는 해당 대기 프로세스를 시작해 버리고 -up*() 함수가 next 포인터를 읽기 전에 대기 프로세스의 스택을 마구 건드릴 수 -있습니다. - -그렇게 되면 위의 이벤트 시퀀스에 어떤 일이 일어나는지 생각해 보죠: - - CPU 1 CPU 2 - =============================== =============================== - down_xxx() - Queue waiter - Sleep - up_yyy() - LOAD waiter->task; - STORE waiter->task; - Woken up by other event - <preempt> - Resume processing - down_xxx() returns - call foo() - foo() clobbers *waiter - </preempt> - LOAD waiter->list.next; - --- OOPS --- - -이 문제는 세마포어 락의 사용으로 해결될 수도 있겠지만, 그렇게 되면 깨어난 후에 -down_xxx() 함수가 불필요하게 스핀락을 또다시 얻어야만 합니다. - -이 문제를 해결하는 방법은 범용 SMP 메모리 배리어를 추가하는 겁니다: - - LOAD waiter->list.next; - LOAD waiter->task; - smp_mb(); - STORE waiter->task; - CALL wakeup - RELEASE task - -이 경우에, 배리어는 시스템의 나머지 CPU 들에게 모든 배리어 앞의 메모리 액세스가 -배리어 뒤의 메모리 액세스보다 앞서 일어난 것으로 보이게 만듭니다. 배리어 앞의 -메모리 액세스들이 배리어 명령 자체가 완료되는 시점까지 완료된다고는 보장하지 -_않습니다_. - -(이게 문제가 되지 않을) 단일 프로세서 시스템에서 smp_mb() 는 실제로는 그저 -컴파일러가 CPU 안에서의 순서를 바꾸거나 하지 않고 주어진 순서대로 명령을 -내리도록 하는 컴파일러 배리어일 뿐입니다. 오직 하나의 CPU 만 있으니, CPU 의 -의존성 순서 로직이 그 외의 모든것을 알아서 처리할 겁니다. - - -어토믹 오퍼레이션 ------------------ - -어토믹 오퍼레이션은 기술적으로 프로세서간 상호작용으로 분류되며 그 중 일부는 -전체 메모리 배리어를 내포하고 또 일부는 내포하지 않지만, 커널에서 상당히 -의존적으로 사용하는 기능 중 하나입니다. - -메모리의 어떤 상태를 수정하고 해당 상태에 대한 (예전의 또는 최신의) 정보를 -리턴하는 어토믹 오퍼레이션은 모두 SMP-조건적 범용 메모리 배리어(smp_mb())를 -실제 오퍼레이션의 앞과 뒤에 내포합니다. 이런 오퍼레이션은 다음의 것들을 -포함합니다: - - xchg(); - atomic_xchg(); atomic_long_xchg(); - atomic_inc_return(); atomic_long_inc_return(); - atomic_dec_return(); atomic_long_dec_return(); - atomic_add_return(); atomic_long_add_return(); - atomic_sub_return(); atomic_long_sub_return(); - atomic_inc_and_test(); atomic_long_inc_and_test(); - atomic_dec_and_test(); atomic_long_dec_and_test(); - atomic_sub_and_test(); atomic_long_sub_and_test(); - atomic_add_negative(); atomic_long_add_negative(); - test_and_set_bit(); - test_and_clear_bit(); - test_and_change_bit(); - - /* exchange 조건이 성공할 때 */ - cmpxchg(); - atomic_cmpxchg(); atomic_long_cmpxchg(); - atomic_add_unless(); atomic_long_add_unless(); - -이것들은 메모리 배리어 효과가 필요한 ACQUIRE 부류와 RELEASE 부류 오퍼레이션들을 -구현할 때, 그리고 객체 해제를 위해 레퍼런스 카운터를 조정할 때, 암묵적 메모리 -배리어 효과가 필요한 곳 등에 사용됩니다. - - -다음의 오퍼레이션들은 메모리 배리어를 내포하지 _않기_ 때문에 문제가 될 수 -있지만, RELEASE 부류의 오퍼레이션들과 같은 것들을 구현할 때 사용될 수도 -있습니다: - - atomic_set(); - set_bit(); - clear_bit(); - change_bit(); - -이것들을 사용할 때에는 필요하다면 적절한 (예를 들면 smp_mb__before_atomic() -같은) 메모리 배리어가 명시적으로 함께 사용되어야 합니다. - - -아래의 것들도 메모리 배리어를 내포하지 _않기_ 때문에, 일부 환경에서는 (예를 -들면 smp_mb__before_atomic() 과 같은) 명시적인 메모리 배리어 사용이 필요합니다. - - atomic_add(); - atomic_sub(); - atomic_inc(); - atomic_dec(); - -이것들이 통계 생성을 위해 사용된다면, 그리고 통계 데이터 사이에 관계가 존재하지 -않는다면 메모리 배리어는 필요치 않을 겁니다. - -객체의 수명을 관리하기 위해 레퍼런스 카운팅 목적으로 사용된다면, 레퍼런스 -카운터는 락으로 보호되는 섹션에서만 조정되거나 호출하는 쪽이 이미 충분한 -레퍼런스를 잡고 있을 것이기 때문에 메모리 배리어는 아마 필요 없을 겁니다. - -만약 어떤 락을 구성하기 위해 사용된다면, 락 관련 동작은 일반적으로 작업을 특정 -순서대로 진행해야 하므로 메모리 배리어가 필요할 수 있습니다. - -기본적으로, 각 사용처에서는 메모리 배리어가 필요한지 아닌지 충분히 고려해야 -합니다. - -아래의 오퍼레이션들은 특별한 락 관련 동작들입니다: - - test_and_set_bit_lock(); - clear_bit_unlock(); - __clear_bit_unlock(); - -이것들은 ACQUIRE 류와 RELEASE 류의 오퍼레이션들을 구현합니다. 락 관련 도구를 -구현할 때에는 이것들을 좀 더 선호하는 편이 나은데, 이것들의 구현은 많은 -아키텍쳐에서 최적화 될 수 있기 때문입니다. - -[!] 이런 상황에 사용할 수 있는 특수한 메모리 배리어 도구들이 있습니다만, 일부 -CPU 에서는 사용되는 어토믹 인스트럭션 자체에 메모리 배리어가 내포되어 있어서 -어토믹 오퍼레이션과 메모리 배리어를 함께 사용하는 게 불필요한 일이 될 수 -있는데, 그런 경우에 이 특수 메모리 배리어 도구들은 no-op 이 되어 실질적으로 -아무일도 하지 않습니다. - -더 많은 내용을 위해선 Documentation/atomic_ops.txt 를 참고하세요. - - -디바이스 액세스 ---------------- - -많은 디바이스가 메모리 매핑 기법으로 제어될 수 있는데, 그렇게 제어되는 -디바이스는 CPU 에는 단지 특정 메모리 영역의 집합처럼 보이게 됩니다. 드라이버는 -그런 디바이스를 제어하기 위해 정확히 올바른 순서로 올바른 메모리 액세스를 -만들어야 합니다. - -하지만, 액세스들을 재배치 하거나 조합하거나 병합하는게 더 효율적이라 판단하는 -영리한 CPU 나 컴파일러들을 사용하면 드라이버 코드의 조심스럽게 순서 맞춰진 -액세스들이 디바이스에는 요청된 순서대로 도착하지 못하게 할 수 있는 - 디바이스가 -오동작을 하게 할 - 잠재적 문제가 생길 수 있습니다. - -리눅스 커널 내부에서, I/O 는 어떻게 액세스들을 적절히 순차적이게 만들 수 있는지 -알고 있는, - inb() 나 writel() 과 같은 - 적절한 액세스 루틴을 통해 이루어져야만 -합니다. 이것들은 대부분의 경우에는 명시적 메모리 배리어 와 함께 사용될 필요가 -없습니다만, 다음의 두가지 상황에서는 명시적 메모리 배리어가 필요할 수 있습니다: - - (1) 일부 시스템에서 I/O 스토어는 모든 CPU 에 일관되게 순서 맞춰지지 않는데, - 따라서 _모든_ 일반적인 드라이버들에 락이 사용되어야만 하고 이 크리티컬 - 섹션을 빠져나오기 전에 mmiowb() 가 꼭 호출되어야 합니다. - - (2) 만약 액세스 함수들이 완화된 메모리 액세스 속성을 갖는 I/O 메모리 윈도우를 - 사용한다면, 순서를 강제하기 위해선 _mandatory_ 메모리 배리어가 필요합니다. - -더 많은 정보를 위해선 Documentation/DocBook/deviceiobook.tmpl 을 참고하십시오. - - -인터럽트 --------- - -드라이버는 자신의 인터럽트 서비스 루틴에 의해 인터럽트 당할 수 있기 때문에 -드라이버의 이 두 부분은 서로의 디바이스 제어 또는 액세스 부분과 상호 간섭할 수 -있습니다. - -스스로에게 인터럽트 당하는 걸 불가능하게 하고, 드라이버의 크리티컬한 -오퍼레이션들을 모두 인터럽트가 불가능하게 된 영역에 집어넣거나 하는 방법 (락의 -한 형태) 으로 이런 상호 간섭을 - 최소한 부분적으로라도 - 줄일 수 있습니다. -드라이버의 인터럽트 루틴이 실행 중인 동안, 해당 드라이버의 코어는 같은 CPU 에서 -수행되지 않을 것이며, 현재의 인터럽트가 처리되는 중에는 또다시 인터럽트가 -일어나지 못하도록 되어 있으니 인터럽트 핸들러는 그에 대해서는 락을 잡지 않아도 -됩니다. - -하지만, 어드레스 레지스터와 데이터 레지스터를 갖는 이더넷 카드를 다루는 -드라이버를 생각해 봅시다. 만약 이 드라이버의 코어가 인터럽트를 비활성화시킨 -채로 이더넷 카드와 대화하고 드라이버의 인터럽트 핸들러가 호출되었다면: - - LOCAL IRQ DISABLE - writew(ADDR, 3); - writew(DATA, y); - LOCAL IRQ ENABLE - <interrupt> - writew(ADDR, 4); - q = readw(DATA); - </interrupt> - -만약 순서 규칙이 충분히 완화되어 있다면 데이터 레지스터에의 스토어는 어드레스 -레지스터에 두번째로 행해지는 스토어 뒤에 일어날 수도 있습니다: - - STORE *ADDR = 3, STORE *ADDR = 4, STORE *DATA = y, q = LOAD *DATA - - -만약 순서 규칙이 충분히 완화되어 있고 묵시적으로든 명시적으로든 배리어가 -사용되지 않았다면 인터럽트 비활성화 섹션에서 일어난 액세스가 바깥으로 새어서 -인터럽트 내에서 일어난 액세스와 섞일 수 있다고 - 그리고 그 반대도 - 가정해야만 -합니다. - -그런 영역 안에서 일어나는 I/O 액세스들은 엄격한 순서 규칙의 I/O 레지스터에 -묵시적 I/O 배리어를 형성하는 동기적 (synchronous) 로드 오퍼레이션을 포함하기 -때문에 일반적으로는 이런게 문제가 되지 않습니다. 만약 이걸로는 충분치 않다면 -mmiowb() 가 명시적으로 사용될 필요가 있습니다. - - -하나의 인터럽트 루틴과 별도의 CPU 에서 수행중이며 서로 통신을 하는 두 루틴 -사이에도 비슷한 상황이 일어날 수 있습니다. 만약 그런 경우가 발생할 가능성이 -있다면, 순서를 보장하기 위해 인터럽트 비활성화 락이 사용되어져야만 합니다. - - -====================== -커널 I/O 배리어의 효과 -====================== - -I/O 메모리에 액세스할 때, 드라이버는 적절한 액세스 함수를 사용해야 합니다: - - (*) inX(), outX(): - - 이것들은 메모리 공간보다는 I/O 공간에 이야기를 하려는 의도로 - 만들어졌습니다만, 그건 기본적으로 CPU 마다 다른 컨셉입니다. i386 과 - x86_64 프로세서들은 특별한 I/O 공간 액세스 사이클과 명령어를 실제로 가지고 - 있지만, 다른 많은 CPU 들에는 그런 컨셉이 존재하지 않습니다. - - 다른 것들 중에서도 PCI 버스가 I/O 공간 컨셉을 정의하는데, 이는 - i386 과 - x86_64 같은 CPU 에서 - CPU 의 I/O 공간 컨셉으로 쉽게 매치됩니다. 하지만, - 대체할 I/O 공간이 없는 CPU 에서는 CPU 의 메모리 맵의 가상 I/O 공간으로 - 매핑될 수도 있습니다. - - 이 공간으로의 액세스는 (i386 등에서는) 완전하게 동기화 됩니다만, 중간의 - (PCI 호스트 브리지와 같은) 브리지들은 이를 완전히 보장하진 않을수도 - 있습니다. - - 이것들의 상호간의 순서는 완전하게 보장됩니다. - - 다른 타입의 메모리 오퍼레이션, I/O 오퍼레이션에 대한 순서는 완전하게 - 보장되지는 않습니다. - - (*) readX(), writeX(): - - 이것들이 수행 요청되는 CPU 에서 서로에게 완전히 순서가 맞춰지고 독립적으로 - 수행되는지에 대한 보장 여부는 이들이 액세스 하는 메모리 윈도우에 정의된 - 특성에 의해 결정됩니다. 예를 들어, 최신의 i386 아키텍쳐 머신에서는 MTRR - 레지스터로 이 특성이 조정됩니다. - - 일반적으로는, 프리페치 (prefetch) 가능한 디바이스를 액세스 하는게 - 아니라면, 이것들은 완전히 순서가 맞춰지고 결합되지 않게 보장될 겁니다. - - 하지만, (PCI 브리지와 같은) 중간의 하드웨어는 자신이 원한다면 집행을 - 연기시킬 수 있습니다; 스토어 명령을 실제로 하드웨어로 내려보내기(flush) - 위해서는 같은 위치로부터 로드를 하는 방법이 있습니다만[*], PCI 의 경우는 - 같은 디바이스나 환경 구성 영역에서의 로드만으로도 충분할 겁니다. - - [*] 주의! 쓰여진 것과 같은 위치로부터의 로드를 시도하는 것은 오동작을 - 일으킬 수도 있습니다 - 예로 16650 Rx/Tx 시리얼 레지스터를 생각해 - 보세요. - - 프리페치 가능한 I/O 메모리가 사용되면, 스토어 명령들이 순서를 지키도록 - 하기 위해 mmiowb() 배리어가 필요할 수 있습니다. - - PCI 트랜잭션 사이의 상호작용에 대해 더 많은 정보를 위해선 PCI 명세서를 - 참고하시기 바랍니다. - - (*) readX_relaxed(), writeX_relaxed() - - 이것들은 readX() 와 writeX() 랑 비슷하지만, 더 완화된 메모리 순서 보장을 - 제공합니다. 구체적으로, 이것들은 일반적 메모리 액세스 (예: DMA 버퍼) 에도 - LOCK 이나 UNLOCK 오퍼레이션들에도 순서를 보장하지 않습니다. LOCK 이나 - UNLOCK 오퍼레이션들에 맞춰지는 순서가 필요하다면, mmiowb() 배리어가 사용될 - 수 있습니다. 같은 주변 장치에의 완화된 액세스끼리는 순서가 지켜짐을 알아 - 두시기 바랍니다. - - (*) ioreadX(), iowriteX() - - 이것들은 inX()/outX() 나 readX()/writeX() 처럼 실제로 수행하는 액세스의 - 종류에 따라 적절하게 수행될 것입니다. - - -=================================== -가정되는 가장 완화된 실행 순서 모델 -=================================== - -컨셉적으로 CPU 는 주어진 프로그램에 대해 프로그램 그 자체에는 인과성 (program -causality) 을 지키는 것처럼 보이게 하지만 일반적으로는 순서를 거의 지켜주지 -않는다고 가정되어야만 합니다. (i386 이나 x86_64 같은) 일부 CPU 들은 코드 -재배치에 (powerpc 나 frv 와 같은) 다른 것들에 비해 강한 제약을 갖지만, 아키텍쳐 -종속적 코드 이외의 코드에서는 순서에 대한 제약이 가장 완화된 경우 (DEC Alpha) -를 가정해야 합니다. - -이 말은, CPU 에게 주어지는 인스트럭션 스트림 내의 한 인스트럭션이 앞의 -인스트럭션에 종속적이라면 앞의 인스트럭션은 뒤의 종속적 인스트럭션이 실행되기 -전에 완료[*]될 수 있어야 한다는 제약 (달리 말해서, 인과성이 지켜지는 것으로 -보이게 함) 외에는 자신이 원하는 순서대로 - 심지어 병렬적으로도 - 그 스트림을 -실행할 수 있음을 의미합니다 - - [*] 일부 인스트럭션은 하나 이상의 영향 - 조건 코드를 바꾼다던지, 레지스터나 - 메모리를 바꾼다던지 - 을 만들어내며, 다른 인스트럭션은 다른 효과에 - 종속적일 수 있습니다. - -CPU 는 최종적으로 아무 효과도 만들지 않는 인스트럭션 시퀀스는 없애버릴 수도 -있습니다. 예를 들어, 만약 두개의 연속되는 인스트럭션이 둘 다 같은 레지스터에 -직접적인 값 (immediate value) 을 집어넣는다면, 첫번째 인스트럭션은 버려질 수도 -있습니다. - - -비슷하게, 컴파일러 역시 프로그램의 인과성만 지켜준다면 인스트럭션 스트림을 -자신이 보기에 올바르다 생각되는대로 재배치 할 수 있습니다. - - -=============== -CPU 캐시의 영향 -=============== - -캐시된 메모리 오퍼레이션들이 시스템 전체에 어떻게 인지되는지는 CPU 와 메모리 -사이에 존재하는 캐시들, 그리고 시스템 상태의 일관성을 관리하는 메모리 일관성 -시스템에 상당 부분 영향을 받습니다. - -한 CPU 가 시스템의 다른 부분들과 캐시를 통해 상호작용한다면, 메모리 시스템은 -CPU 의 캐시들을 포함해야 하며, CPU 와 CPU 자신의 캐시 사이에서의 동작을 위한 -메모리 배리어를 가져야 합니다. (메모리 배리어는 논리적으로는 다음 그림의 -점선에서 동작합니다): - - <--- CPU ---> : <----------- Memory -----------> - : - +--------+ +--------+ : +--------+ +-----------+ - | | | | : | | | | +--------+ - | CPU | | Memory | : | CPU | | | | | - | Core |--->| Access |----->| Cache |<-->| | | | - | | | Queue | : | | | |--->| Memory | - | | | | : | | | | | | - +--------+ +--------+ : +--------+ | | | | - : | Cache | +--------+ - : | Coherency | - : | Mechanism | +--------+ - +--------+ +--------+ : +--------+ | | | | - | | | | : | | | | | | - | CPU | | Memory | : | CPU | | |--->| Device | - | Core |--->| Access |----->| Cache |<-->| | | | - | | | Queue | : | | | | | | - | | | | : | | | | +--------+ - +--------+ +--------+ : +--------+ +-----------+ - : - : - -특정 로드나 스토어는 해당 오퍼레이션을 요청한 CPU 의 캐시 내에서 동작을 완료할 -수도 있기 때문에 해당 CPU 의 바깥에는 보이지 않을 수 있지만, 다른 CPU 가 관심을 -갖는다면 캐시 일관성 메커니즘이 해당 캐시라인을 해당 CPU 에게 전달하고, 해당 -메모리 영역에 대한 오퍼레이션이 발생할 때마다 그 영향을 전파시키기 때문에, 해당 -오퍼레이션은 메모리에 실제로 액세스를 한것처럼 나타날 것입니다. - -CPU 코어는 프로그램의 인과성이 유지된다고만 여겨진다면 인스트럭션들을 어떤 -순서로든 재배치해서 수행할 수 있습니다. 일부 인스트럭션들은 로드나 스토어 -오퍼레이션을 만드는데 이 오퍼레이션들은 이후 수행될 메모리 액세스 큐에 들어가게 -됩니다. 코어는 이 오퍼레이션들을 해당 큐에 어떤 순서로든 원하는대로 넣을 수 -있고, 다른 인스트럭션의 완료를 기다리도록 강제되기 전까지는 수행을 계속합니다. - -메모리 배리어가 하는 일은 CPU 쪽에서 메모리 쪽으로 넘어가는 액세스들의 순서, -그리고 그 액세스의 결과가 시스템의 다른 관찰자들에게 인지되는 순서를 제어하는 -것입니다. - -[!] CPU 들은 항상 그들 자신의 로드와 스토어는 프로그램 순서대로 일어난 것으로 -보기 때문에, 주어진 CPU 내에서는 메모리 배리어를 사용할 필요가 _없습니다_. - -[!] MMIO 나 다른 디바이스 액세스들은 캐시 시스템을 우회할 수도 있습니다. 우회 -여부는 디바이스가 액세스 되는 메모리 윈도우의 특성에 의해 결정될 수도 있고, CPU -가 가지고 있을 수 있는 특수한 디바이스 통신 인스트럭션의 사용에 의해서 결정될 -수도 있습니다. - - -캐시 일관성 ------------ - -하지만 삶은 앞에서 이야기한 것처럼 단순하지 않습니다: 캐시들은 일관적일 것으로 -기대되지만, 그 일관성이 순서에도 적용될 거라는 보장은 없습니다. 한 CPU 에서 -만들어진 변경 사항은 최종적으로는 시스템의 모든 CPU 에게 보여지게 되지만, 다른 -CPU 들에게도 같은 순서로 보이게 될 거라는 보장은 없다는 뜻입니다. - - -두개의 CPU (1 & 2) 가 달려 있고, 각 CPU 에 두개의 데이터 캐시(CPU 1 은 A/B 를, -CPU 2 는 C/D 를 갖습니다)가 병렬로 연결되어 있는 시스템을 다룬다고 생각해 -봅시다: - - : - : +--------+ - : +---------+ | | - +--------+ : +--->| Cache A |<------->| | - | | : | +---------+ | | - | CPU 1 |<---+ | | - | | : | +---------+ | | - +--------+ : +--->| Cache B |<------->| | - : +---------+ | | - : | Memory | - : +---------+ | System | - +--------+ : +--->| Cache C |<------->| | - | | : | +---------+ | | - | CPU 2 |<---+ | | - | | : | +---------+ | | - +--------+ : +--->| Cache D |<------->| | - : +---------+ | | - : +--------+ - : - -이 시스템이 다음과 같은 특성을 갖는다 생각해 봅시다: - - (*) 홀수번 캐시라인은 캐시 A, 캐시 C 또는 메모리에 위치할 수 있음; - - (*) 짝수번 캐시라인은 캐시 B, 캐시 D 또는 메모리에 위치할 수 있음; - - (*) CPU 코어가 한개의 캐시에 접근하는 동안, 다른 캐시는 - 더티 캐시라인을 - 메모리에 내리거나 추측성 로드를 하거나 하기 위해 - 시스템의 다른 부분에 - 액세스 하기 위해 버스를 사용할 수 있음; - - (*) 각 캐시는 시스템의 나머지 부분들과 일관성을 맞추기 위해 해당 캐시에 - 적용되어야 할 오퍼레이션들의 큐를 가짐; - - (*) 이 일관성 큐는 캐시에 이미 존재하는 라인에 가해지는 평범한 로드에 의해서는 - 비워지지 않는데, 큐의 오퍼레이션들이 이 로드의 결과에 영향을 끼칠 수 있다 - 할지라도 그러함. - -이제, 첫번째 CPU 에서 두개의 쓰기 오퍼레이션을 만드는데, 해당 CPU 의 캐시에 -요청된 순서로 오퍼레이션이 도달됨을 보장하기 위해 두 오퍼레이션 사이에 쓰기 -배리어를 사용하는 상황을 상상해 봅시다: - - CPU 1 CPU 2 COMMENT - =============== =============== ======================================= - u == 0, v == 1 and p == &u, q == &u - v = 2; - smp_wmb(); v 의 변경이 p 의 변경 전에 보일 것을 - 분명히 함 - <A:modify v=2> v 는 이제 캐시 A 에 독점적으로 존재함 - p = &v; - <B:modify p=&v> p 는 이제 캐시 B 에 독점적으로 존재함 - -여기서의 쓰기 메모리 배리어는 CPU 1 의 캐시가 올바른 순서로 업데이트 된 것으로 -시스템의 다른 CPU 들이 인지하게 만듭니다. 하지만, 이제 두번째 CPU 가 그 값들을 -읽으려 하는 상황을 생각해 봅시다: - - CPU 1 CPU 2 COMMENT - =============== =============== ======================================= - ... - q = p; - x = *q; - -위의 두개의 읽기 오퍼레이션은 예상된 순서로 일어나지 못할 수 있는데, 두번째 CPU -의 한 캐시에 다른 캐시 이벤트가 발생해 v 를 담고 있는 캐시라인의 해당 캐시에의 -업데이트가 지연되는 사이, p 를 담고 있는 캐시라인은 두번째 CPU 의 다른 캐시에 -업데이트 되어버렸을 수 있기 때문입니다. - - CPU 1 CPU 2 COMMENT - =============== =============== ======================================= - u == 0, v == 1 and p == &u, q == &u - v = 2; - smp_wmb(); - <A:modify v=2> <C:busy> - <C:queue v=2> - p = &v; q = p; - <D:request p> - <B:modify p=&v> <D:commit p=&v> - <D:read p> - x = *q; - <C:read *q> 캐시에 업데이트 되기 전의 v 를 읽음 - <C:unbusy> - <C:commit v=2> - -기본적으로, 두개의 캐시라인 모두 CPU 2 에 최종적으로는 업데이트 될 것이지만, -별도의 개입 없이는, 업데이트의 순서가 CPU 1 에서 만들어진 순서와 동일할 -것이라는 보장이 없습니다. - - -여기에 개입하기 위해선, 데이터 의존성 배리어나 읽기 배리어를 로드 오퍼레이션들 -사이에 넣어야 합니다. 이렇게 함으로써 캐시가 다음 요청을 처리하기 전에 일관성 -큐를 처리하도록 강제하게 됩니다. - - CPU 1 CPU 2 COMMENT - =============== =============== ======================================= - u == 0, v == 1 and p == &u, q == &u - v = 2; - smp_wmb(); - <A:modify v=2> <C:busy> - <C:queue v=2> - p = &v; q = p; - <D:request p> - <B:modify p=&v> <D:commit p=&v> - <D:read p> - smp_read_barrier_depends() - <C:unbusy> - <C:commit v=2> - x = *q; - <C:read *q> 캐시에 업데이트 된 v 를 읽음 - - -이런 부류의 문제는 DEC Alpha 계열 프로세서들에서 발견될 수 있는데, 이들은 -데이터 버스를 좀 더 잘 사용해 성능을 개선할 수 있는, 분할된 캐시를 가지고 있기 -때문입니다. 대부분의 CPU 는 하나의 읽기 오퍼레이션의 메모리 액세스가 다른 읽기 -오퍼레이션에 의존적이라면 데이터 의존성 배리어를 내포시킵니다만, 모두가 그런건 -아니기 때문에 이점에 의존해선 안됩니다. - -다른 CPU 들도 분할된 캐시를 가지고 있을 수 있지만, 그런 CPU 들은 평범한 메모리 -액세스를 위해서도 이 분할된 캐시들 사이의 조정을 해야만 합니다. Alpha 는 가장 -약한 메모리 순서 시맨틱 (semantic) 을 선택함으로써 메모리 배리어가 명시적으로 -사용되지 않았을 때에는 그런 조정이 필요하지 않게 했습니다. - - -캐시 일관성 VS DMA ------------------- - -모든 시스템이 DMA 를 하는 디바이스에 대해서까지 캐시 일관성을 유지하지는 -않습니다. 그런 경우, DMA 를 시도하는 디바이스는 RAM 으로부터 잘못된 데이터를 -읽을 수 있는데, 더티 캐시 라인이 CPU 의 캐시에 머무르고 있고, 바뀐 값이 아직 -RAM 에 써지지 않았을 수 있기 때문입니다. 이 문제를 해결하기 위해선, 커널의 -적절한 부분에서 각 CPU 캐시의 문제되는 비트들을 플러시 (flush) 시켜야만 합니다 -(그리고 그것들을 무효화 - invalidation - 시킬 수도 있겠죠). - -또한, 디바이스에 의해 RAM 에 DMA 로 쓰여진 값은 디바이스가 쓰기를 완료한 후에 -CPU 의 캐시에서 RAM 으로 쓰여지는 더티 캐시 라인에 의해 덮어써질 수도 있고, CPU -의 캐시에 존재하는 캐시 라인이 해당 캐시에서 삭제되고 다시 값을 읽어들이기 -전까지는 RAM 이 업데이트 되었다는 사실 자체가 숨겨져 버릴 수도 있습니다. 이 -문제를 해결하기 위해선, 커널의 적절한 부분에서 각 CPU 의 캐시 안의 문제가 되는 -비트들을 무효화 시켜야 합니다. - -캐시 관리에 대한 더 많은 정보를 위해선 Documentation/cachetlb.txt 를 -참고하세요. - - -캐시 일관성 VS MMIO -------------------- - -Memory mapped I/O 는 일반적으로 CPU 의 메모리 공간 내의 한 윈도우의 특정 부분 -내의 메모리 지역에 이루어지는데, 이 윈도우는 일반적인, RAM 으로 향하는 -윈도우와는 다른 특성을 갖습니다. - -그런 특성 가운데 하나는, 일반적으로 그런 액세스는 캐시를 완전히 우회하고 -디바이스 버스로 곧바로 향한다는 것입니다. 이 말은 MMIO 액세스는 먼저 -시작되어서 캐시에서 완료된 메모리 액세스를 추월할 수 있다는 뜻입니다. 이런 -경우엔 메모리 배리어만으로는 충분치 않고, 만약 캐시된 메모리 쓰기 오퍼레이션과 -MMIO 액세스가 어떤 방식으로든 의존적이라면 해당 캐시는 두 오퍼레이션 사이에 -비워져(flush)야만 합니다. - - -====================== -CPU 들이 저지르는 일들 -====================== - -프로그래머는 CPU 가 메모리 오퍼레이션들을 정확히 요청한대로 수행해 줄 것이라고 -생각하는데, 예를 들어 다음과 같은 코드를 CPU 에게 넘긴다면: - - a = READ_ONCE(*A); - WRITE_ONCE(*B, b); - c = READ_ONCE(*C); - d = READ_ONCE(*D); - WRITE_ONCE(*E, e); - -CPU 는 다음 인스트럭션을 처리하기 전에 현재의 인스트럭션을 위한 메모리 -오퍼레이션을 완료할 것이라 생각하고, 따라서 시스템 외부에서 관찰하기에도 정해진 -순서대로 오퍼레이션이 수행될 것으로 예상합니다: - - LOAD *A, STORE *B, LOAD *C, LOAD *D, STORE *E. - - -당연하지만, 실제로는 훨씬 엉망입니다. 많은 CPU 와 컴파일러에서 앞의 가정은 -성립하지 못하는데 그 이유는 다음과 같습니다: - - (*) 로드 오퍼레이션들은 실행을 계속 해나가기 위해 곧바로 완료될 필요가 있는 - 경우가 많은 반면, 스토어 오퍼레이션들은 종종 별다른 문제 없이 유예될 수 - 있습니다; - - (*) 로드 오퍼레이션들은 예측적으로 수행될 수 있으며, 필요없는 로드였다고 - 증명된 예측적 로드의 결과는 버려집니다; - - (*) 로드 오퍼레이션들은 예측적으로 수행될 수 있으므로, 예상된 이벤트의 - 시퀀스와 다른 시간에 로드가 이뤄질 수 있습니다; - - (*) 메모리 액세스 순서는 CPU 버스와 캐시를 좀 더 잘 사용할 수 있도록 재배치 - 될 수 있습니다; - - (*) 로드와 스토어는 인접한 위치에의 액세스들을 일괄적으로 처리할 수 있는 - 메모리나 I/O 하드웨어 (메모리와 PCI 디바이스 둘 다 이게 가능할 수 - 있습니다) 에 대해 요청되는 경우, 개별 오퍼레이션을 위한 트랜잭션 설정 - 비용을 아끼기 위해 조합되어 실행될 수 있습니다; 그리고 - - (*) 해당 CPU 의 데이터 캐시가 순서에 영향을 끼칠 수도 있고, 캐시 일관성 - 메커니즘이 - 스토어가 실제로 캐시에 도달한다면 - 이 문제를 완화시킬 수는 - 있지만 이 일관성 관리가 다른 CPU 들에도 같은 순서로 전달된다는 보장은 - 없습니다. - -따라서, 앞의 코드에 대해 다른 CPU 가 보는 결과는 다음과 같을 수 있습니다: - - LOAD *A, ..., LOAD {*C,*D}, STORE *E, STORE *B - - ("LOAD {*C,*D}" 는 조합된 로드입니다) - - -하지만, CPU 는 스스로는 일관적일 것을 보장합니다: CPU _자신_ 의 액세스들은 -자신에게는 메모리 배리어가 없음에도 불구하고 정확히 순서 세워진 것으로 보여질 -것입니다. 예를 들어 다음의 코드가 주어졌다면: - - U = READ_ONCE(*A); - WRITE_ONCE(*A, V); - WRITE_ONCE(*A, W); - X = READ_ONCE(*A); - WRITE_ONCE(*A, Y); - Z = READ_ONCE(*A); - -그리고 외부의 영향에 의한 간섭이 없다고 가정하면, 최종 결과는 다음과 같이 -나타날 것이라고 예상될 수 있습니다: - - U == *A 의 최초 값 - X == W - Z == Y - *A == Y - -앞의 코드는 CPU 가 다음의 메모리 액세스 시퀀스를 만들도록 할겁니다: - - U=LOAD *A, STORE *A=V, STORE *A=W, X=LOAD *A, STORE *A=Y, Z=LOAD *A - -하지만, 별다른 개입이 없고 프로그램의 시야에 이 세상이 여전히 일관적이라고 -보인다는 보장만 지켜진다면 이 시퀀스는 어떤 조합으로든 재구성될 수 있으며, 각 -액세스들은 합쳐지거나 버려질 수 있습니다. 일부 아키텍쳐에서 CPU 는 같은 위치에 -대한 연속적인 로드 오퍼레이션들을 재배치 할 수 있기 때문에 앞의 예에서의 -READ_ONCE() 와 WRITE_ONCE() 는 반드시 존재해야 함을 알아두세요. 그런 종류의 -아키텍쳐에서 READ_ONCE() 와 WRITE_ONCE() 는 이 문제를 막기 위해 필요한 일을 -뭐가 됐든지 하게 되는데, 예를 들어 Itanium 에서는 READ_ONCE() 와 WRITE_ONCE() -가 사용하는 volatile 캐스팅은 GCC 가 그런 재배치를 방지하는 특수 인스트럭션인 -ld.acq 와 stl.rel 인스트럭션을 각각 만들어 내도록 합니다. - -컴파일러 역시 이 시퀀스의 액세스들을 CPU 가 보기도 전에 합치거나 버리거나 뒤로 -미뤄버릴 수 있습니다. - -예를 들어: - - *A = V; - *A = W; - -는 다음과 같이 변형될 수 있습니다: - - *A = W; - -따라서, 쓰기 배리어나 WRITE_ONCE() 가 없다면 *A 로의 V 값의 저장의 효과는 -사라진다고 가정될 수 있습니다. 비슷하게: - - *A = Y; - Z = *A; - -는, 메모리 배리어나 READ_ONCE() 와 WRITE_ONCE() 없이는 다음과 같이 변형될 수 -있습니다: - - *A = Y; - Z = Y; - -그리고 이 LOAD 오퍼레이션은 CPU 바깥에는 아예 보이지 않습니다. - - -그리고, ALPHA 가 있다 ---------------------- - -DEC Alpha CPU 는 가장 완화된 메모리 순서의 CPU 중 하나입니다. 뿐만 아니라, -Alpha CPU 의 일부 버전은 분할된 데이터 캐시를 가지고 있어서, 의미적으로 -관계되어 있는 두개의 캐시 라인이 서로 다른 시간에 업데이트 되는게 가능합니다. -이게 데이터 의존성 배리어가 정말 필요해지는 부분인데, 데이터 의존성 배리어는 -메모리 일관성 시스템과 함께 두개의 캐시를 동기화 시켜서, 포인터 변경과 새로운 -데이터의 발견을 올바른 순서로 일어나게 하기 때문입니다. - -리눅스 커널의 메모리 배리어 모델은 Alpha 에 기초해서 정의되었습니다. - -위의 "캐시 일관성" 서브섹션을 참고하세요. - - -가상 머신 게스트 ----------------- - -가상 머신에서 동작하는 게스트들은 게스트 자체는 SMP 지원 없이 컴파일 되었다 -해도 SMP 영향을 받을 수 있습니다. 이건 UP 커널을 사용하면서 SMP 호스트와 -결부되어 발생하는 부작용입니다. 이 경우에는 mandatory 배리어를 사용해서 문제를 -해결할 수 있겠지만 그런 해결은 대부분의 경우 최적의 해결책이 아닙니다. - -이 문제를 완벽하게 해결하기 위해, 로우 레벨의 virt_mb() 등의 매크로를 사용할 수 -있습니다. 이것들은 SMP 가 활성화 되어 있다면 smp_mb() 등과 동일한 효과를 -갖습니다만, SMP 와 SMP 아닌 시스템 모두에 대해 동일한 코드를 만들어냅니다. -예를 들어, 가상 머신 게스트들은 (SMP 일 수 있는) 호스트와 동기화를 할 때에는 -smp_mb() 가 아니라 virt_mb() 를 사용해야 합니다. - -이것들은 smp_mb() 류의 것들과 모든 부분에서 동일하며, 특히, MMIO 의 영향에 -대해서는 간여하지 않습니다: MMIO 의 영향을 제어하려면, mandatory 배리어를 -사용하시기 바랍니다. - - -======= -사용 예 -======= - -순환식 버퍼 ------------ - -메모리 배리어는 순환식 버퍼를 생성자(producer)와 소비자(consumer) 사이의 -동기화에 락을 사용하지 않고 구현하는데에 사용될 수 있습니다. 더 자세한 내용을 -위해선 다음을 참고하세요: - - Documentation/circular-buffers.txt - - -========= -참고 문헌 -========= - -Alpha AXP Architecture Reference Manual, Second Edition (Sites & Witek, -Digital Press) - Chapter 5.2: Physical Address Space Characteristics - Chapter 5.4: Caches and Write Buffers - Chapter 5.5: Data Sharing - Chapter 5.6: Read/Write Ordering - -AMD64 Architecture Programmer's Manual Volume 2: System Programming - Chapter 7.1: Memory-Access Ordering - Chapter 7.4: Buffering and Combining Memory Writes - -IA-32 Intel Architecture Software Developer's Manual, Volume 3: -System Programming Guide - Chapter 7.1: Locked Atomic Operations - Chapter 7.2: Memory Ordering - Chapter 7.4: Serializing Instructions - -The SPARC Architecture Manual, Version 9 - Chapter 8: Memory Models - Appendix D: Formal Specification of the Memory Models - Appendix J: Programming with the Memory Models - -UltraSPARC Programmer Reference Manual - Chapter 5: Memory Accesses and Cacheability - Chapter 15: Sparc-V9 Memory Models - -UltraSPARC III Cu User's Manual - Chapter 9: Memory Models - -UltraSPARC IIIi Processor User's Manual - Chapter 8: Memory Models - -UltraSPARC Architecture 2005 - Chapter 9: Memory - Appendix D: Formal Specifications of the Memory Models - -UltraSPARC T1 Supplement to the UltraSPARC Architecture 2005 - Chapter 8: Memory Models - Appendix F: Caches and Cache Coherency - -Solaris Internals, Core Kernel Architecture, p63-68: - Chapter 3.3: Hardware Considerations for Locks and - Synchronization - -Unix Systems for Modern Architectures, Symmetric Multiprocessing and Caching -for Kernel Programmers: - Chapter 13: Other Memory Models - -Intel Itanium Architecture Software Developer's Manual: Volume 1: - Section 2.6: Speculation - Section 4.4: Memory Access diff --git a/Documentation/ko_KR/stable_api_nonsense.txt b/Documentation/ko_KR/stable_api_nonsense.txt deleted file mode 100644 index 4d93af1..0000000 --- a/Documentation/ko_KR/stable_api_nonsense.txt +++ /dev/null @@ -1,195 +0,0 @@ -NOTE: -This is a version of Documentation/process/stable-api-nonsense.rst translated -into korean -This document is maintained by Minchan Kim <minchan@kernel.org> -If you find any difference between this document and the original file or -a problem with the translation, please contact the maintainer of this file. - -Please also note that the purpose of this file is to be easier to -read for non English (read: korean) speakers and is not intended as -a fork. So if you have any comments or updates for this file please -try to update the original English file first. - -================================== -이 문서는 -Documentation/process/stable-api-nonsense.rst -의 한글 번역입니다. - -역자： 김민찬 <minchan@kernel.org> -감수： 이제이미 <jamee.lee@samsung.com> -================================== - -리눅스 커널 드라이버 인터페이스 -(여러분들의 모든 질문에 대한 답 그리고 다른 몇가지) - -Greg Kroah-Hartman <greg@kroah.com> - -이 문서는 리눅스가 왜 바이너리 커널 인터페이스를 갖지 않는지, 왜 변하지 -않는(stable) 커널 인터페이스를 갖지 않는지를 설명하기 위해 쓰여졌다. -이 문서는 커널과 유저공간 사이의 인터페이스가 아니라 커널 내부의 -인터페이스들을 설명하고 있다는 것을 유념하라. 커널과 유저공간 사이의 -인터페이스는 응용프로그램이 사용하는 syscall 인터페이스이다. 그 인터페이스는 -오랫동안 거의 변하지 않았고 앞으로도 변하지 않을 것이다. 나는 pre 0.9에서 -만들어졌지만 최신의 2.6 커널 배포에서도 잘 동작하는 프로그램을 가지고 -있다. 이 인터페이스는 사용자와 응용프로그램 개발자들이 변하지 않을 것이라고 -여길수 있는 것이다. - - -초록 ----- -여러분은 변하지 않는 커널 인터페이스를 원한다고 생각하지만 실제로는 -그렇지 않으며 심지어는 그것을 알아채지 못한다. 여러분이 원하는 것은 -안정되게 실행되는 드라이버이며 드라이버가 메인 커널 트리에 있을 때 -그런 안정적인 드라이버를 얻을 수 있게 된다. 또한 여러분의 드라이버가 -메인 커널 트리에 있다면 다른 많은 좋은 이점들을 얻게 된다. 그러한 것들이 -리눅스를 강건하고, 안정적이며, 성숙한 운영체제로 만들어 놓음으로써 -여러분들로 하여금 바로 리눅스를 사용하게 만드는 이유이다. - - -소개 ----- - -커널 내부의 인터페이스가 바뀌는 것을 걱정하며 커널 드라이버를 작성하고 -싶어하는 사람은 정말 이상한 사람이다. 세상의 대다수의 사람들은 이 인터페이스를 -보지못할 것이며 전혀 걱정하지도 않는다. - -먼저, 나는 closed 소스, hidden 소스, binary blobs, 소스 wrappers, 또는 GPL로 -배포되었지만 소스 코드를 갖고 있지 않은 커널 드라이버들을 설명하는 어떤 다른 -용어들에 관한 어떤 법적인 문제에 관해서는 언급하지 않을 것이다. 어떤 법적인 -질문들을 가지고 있다면 변호사와 연락하라. 나는 프로그래머이므로 여기서 기술적인 -문제들만을 설명하려고 한다. (법적인 문제를 경시하는 것은 아니다. 그런 문제들은 -엄연히 현실에 있고 여러분들은 항상 그 문제들을 인식하고 있을 필요는 있다.) - -자, 두가지의 주요 주제가 있다. 바이너리 커널 인터페이스들과 변하지 않는 -커널 소스 인터페이들. 그것들은 서로 의존성을 가지고 있지만 바이너리 -문제를 먼저 풀고 넘어갈 것이다. - - - -바이너리 커널 인터페이스 ------------------------- -우리가 변하지 않는 커널 소스 인터페이스를 가지고 있다고 가정하자. 그러면 -바이너리 인터페이스 또한 자연적으로 변하지 않을까? 틀렸다. 리눅스 커널에 -관한 다음 사실들을 생각해보라. - - 여러분들이 사용하는 C 컴파일러의 버젼에 따라 다른 커널 자료 구조들은 - 다른 alignmnet들을 갖게 될것이고 다른 방법으로(함수들을 inline으로 - 했느냐, 아니냐) 다른 함수들을 포함하는 것도 가능한다. 중요한 것은 - 개별적인 함수 구성이 아니라 자료 구조 패딩이 달라진다는 점이다. - - 여러분이 선택한 커널 빌드 옵션에 따라서 커널은 다양한 것들을 가정할 - 수 있다. - - 다른 구조체들은 다른 필드들을 포함할 수 있다. - - 몇몇 함수들은 전혀 구현되지 않을 수도 있다(즉, 몇몇 lock들은 - non-SMP 빌드에서는 사라져 버릴수도 있다). - - 커널내에 메모리는 build optoin들에 따라 다른 방법으로 align될수 - 있다. - - 리눅스는 많은 다양한 프로세서 아키텍쳐에서 실행된다. 한 아키텍쳐의 - 바이너리 드라이버를 다른 아키텍쳐에서 정상적으로 실행시킬 방법은 - 없다. - -커널을 빌드했던 C 컴파일러와 정확하게 같은 것을 사용하고 정확하게 같은 -커널 구성(configuration)을 사용하여 여러분들의 모듈을 빌드하면 간단히 -많은 문제들을 해결할 수 있다. 이렇게 하는 것은 여러분들이 하나의 리눅스 -배포판의 하나의 배포 버젼을 위한 모듈만을 제공한다면 별일 아닐 것이다. -그러나 각기 다른 리눅스 배포판마다 한번씩 빌드하는 수를 각 리눅스 배포판마다 -제공하는 다른 릴리즈의 수와 곱하게 되면 이번에는 각 릴리즈들의 다른 빌드 -옵션의 악몽과 마주하게 것이다. 또한 각 리눅스 배포판들은 다른 하드웨어 -종류에(다른 프로세서 타입과 다른 옵션들) 맞춰져 있는 많은 다른 커널들을 -배포한다. 그러므로 한번의 배포에서조차 여러분들의 모듈은 여러 버젼을 -만들 필요가 있다. - -나를 믿어라. 여러분들은 이러한 종류의 배포를 지원하려고 시도한다면 시간이 -지나면 미칠지경이 될 것이다. 난 이러한 것을 오래전에 아주 어렵게 배웠다... - - - -변하지않는 커널 소스 인터페이스들 ---------------------------------- - -리눅스 커널 드라이버를 계속해서 메인 커널 트리에 반영하지 않고 -유지보수하려고 하는 사람들과 이 문제를 논의하게 되면 훨씬 더 -"논란의 여지가 많은" 주제가 될 것이다. - -리눅스 커널 개발은 끊임없이 빠른 속도로 이루어지고 있으며 결코 -느슨해진 적이 없다. 커널 개발자들이 현재 인터페이스들에서 버그를 -발견하거나 무엇인가 할 수 있는 더 좋은 방법을 찾게 되었다고 하자. -그들이 발견한 것을 실행한다면 아마도 더 잘 동작하도록 현재 인터페이스들을 -수정하게 될 것이다. 그들이 그런 일을 하게되면 함수 이름들은 변하게 되고, -구조체들은 늘어나거나 줄어들게 되고, 함수 파라미터들은 재작업될 것이다. -이러한 일이 발생되면 커널 내에 이 인터페이스를 사용했던 인스턴스들이 동시에 -수정될 것이며 이러한 과정은 모든 것이 계속해서 올바르게 동작할 것이라는 -것을 보장한다. - -이러한 것의 한 예로써, 커널 내부의 USB 인터페이스들은 이 서브시스템이 -생긴 이후로 적어도 3번의 다른 재작업을 겪었다. 이 재작업들은 많은 다른 -문제들을 풀었다. - - 데이터 스트림들의 동기적인 모델에서 비동기적인 모델로의 변화. 이것은 - 많은 드라이버들의 복잡성을 줄이고 처리량을 향상시켜 현재는 거의 모든 - USB 장치들의 거의 최대 속도로 실행되고 있다. - - USB 드라이버가 USB 코어로부터 데이터 패킷들을 할당받로록 한 변경으로 - 인해서 지금의 모든 드라이버들은 많은 문서화된 데드락을 수정하기 위하여 - USB 코어에게 더 많은 정보를 제공해야만 한다. - -이것은 오랫동안 자신의 오래된 USB 인터페이스들을 유지해야 하는 closed 운영체제들과는 -완전히 반대되는 것이다. closed된 운영체제들은 새로운 개발자들에게 우연히 낡은 -인터페이스를 사용하게 할 기회를 주게되며, 적절하지 못한 방법으로 처리하게 되어 -운영체제의 안정성을 해치는 문제를 야기하게 된다. - -이 두가지의 예들 모두, 모든 개발자들은 꼭 이루어져야 하는 중요한 변화들이라고 -동의를 하였고 비교적 적은 고통으로 변경되어졌다. 리눅스가 변하지 않는 소스 -인터페이스를 고집한다면, 새로운 인터페이스가 만들어지게 되며 반면 기존의 오래된 -것들, 그리고 깨진 것들은 계속해서 유지되어야 하며 이러한 일들은 USB 개발자들에게 -또 다른 일거리를 주게 된다. 모든 리눅스 USB 개발자들에게 자신의 그들의 업무를 -마친 후 시간을 투자하여 아무 득도 없는 무료 봉사를 해달라고 하는 것은 가능성이 -희박한 일이다. - -보안 문제 역시 리눅스에게는 매우 중요하다. 보안 문제가 발견되면 그것은 -매우 짧은 시간 안에 수정된다. 보안 문제는 그 문제를 해결하기 위하여 -여러번 내부 커널 인터페이스들을 재작업하게 만들었다. 이러한 문제가 -발생하였을 때 그 인터페이스들을 사용하는 모든 드라이버들도 동시에 -수정되어 보안 문제가 앞으로 갑작스럽게 생기지는 않을 것이라는 것을 -보장한다. 내부 인터페이스들의 변경이 허락되지 않으면 이러한 종류의 보안 -문제를 수정하고 그것이 다시 발생하지 않을 것이라고 보장하는 것은 가능하지 -않을 것이다. - -커널 인터페이스들은 계속해서 정리되고 있다. 현재 인터페이스를 사용하는 -사람이 한명도 없다면 그것은 삭제된다. 이것은 커널이 가능한한 가장 작게 -유지되며 존재하는 모든 가능성이 있는 인터페이스들이 테스트된다는 것을 -보장한다(사용되지 않는 인터페이스들은 유효성 검증을 하기가 거의 불가능하다). - - -무엇을 해야 하나 ---------------- -자, 여러분이 메인 커널 트리에 있지 않은 리눅스 커널 드라이버를 가지고 -있다면 여러분은 즉, 개발자는 무엇을 해야 하나? 모든 배포판마다 다른 -커널 버젼을 위한 바이너리 드라이버를 배포하는 것은 악몽이며 계속해서 -변하고 있는 커널 인터페이스들의 맞처 유지보수하려고 시도하는 것은 힘든 -일이다. - -간단하다. 여러분의 커널 드라이버를 메인 커널 트리에 반영하라(우리는 여기서 -GPL을 따르는 배포 드라이버에 관해 얘기하고 있다는 것을 상기하라. 여러분의 -코드가 이러한 분류에 해당되지 않는다면 행운을 빈다. 여러분 스스로 어떻게든 -해야만 한다). 여러분의 드라이버가 트리에 있게되면 커널 인터페이스가 -변경되더라도 가장 먼저 커널에 변경을 가했던 사람에 의해서 수정될 것이다. -이것은 여러분의 드라이버가 여러분의 별다른 노력없이 항상 빌드가 가능하며 -동작하는 것을 보장한다. - -메인 커널 트리에 여러분의 드라이버를 반영하면 얻게 되는 장점들은 다음과 같다. - - 관리에 드는 비용(원래 개발자의)은 줄어줄면서 드라이버의 질은 향상될 것이다. - - 다른 개발자들이 여러분의 드라이버에 기능들을 추가 할 것이다. - - 다른 사람들은 여러분의 드라이버에 버그를 발견하고 수정할 것이다. - - 다른 사람들은 여러분의 드라이버의 개선점을 찾을 줄 것이다. - - 외부 인터페이스 변경으로 인해 여러분의 드라이버의 수정이 필요하다면 다른 - 사람들이 드라이버를 업데이트할 것이다. - - 여러분의 드라이버는 별다른 노력 없이 모든 리눅스 배포판에 자동적으로 - 추가될 것이다. - -리눅스는 다른 운영 체제보다 "쉽게 쓸수 있는(out of the box)" 많은 다른 장치들을 -지원하고 어떤 다른 운영 체제보다 다양한 아키텍쳐위에서 이러한 장치들을 지원하기 때문에 -이러한 증명된 개발 모델은 틀림없이 바로 가고 있는 것이다. - - - ------- - -이 문서의 초안을 검토해주고 코멘트 해준 Randy Dunlap, Andrew Morton, David Brownell, -Hanna Linder, Robert Love, 그리고 Nishanth Aravamudan에게 감사한다. |
