blob: 34d3d380893d37fbcb92e44f1a4c5a8acb9475b2 [file] [log] [blame]
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문서는
Documentation/memory-barriers.txt
한글 번역입니다.
역자: 박성재 <sj38.park@gmail.com>
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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
========
문서는 명세서가 아닙니다; 문서는 완벽하지 않은데, 간결성을 위해 의도된
부분도 있고, 의도하진 않았지만 사람에 의해 쓰였다보니 불완전한 부분도 있습니다.
문서는 리눅스에서 제공하는 다양한 메모리 배리어들을 사용하기 위한
안내서입니다만, 뭔가 이상하다 싶으면 (그런게 많을 겁니다) 질문을 부탁드립니다.
다시 말하지만, 문서는 리눅스가 하드웨어에 기대하는 사항에 대한 명세서가
아닙니다.
문서의 목적은 두가지입니다:
(1) 어떤 특정 배리어에 대해 기대할 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 아키텍쳐가 잘못된 것이란 점을
알아두시기 바랍니다.
또한, 특정 아키텍쳐에서 일부 배리어는 해당 아키텍쳐의 특수한 동작 방식으로 인해
해당 배리어의 명시적 사용이 불필요해서 no-op 될수도 있음을 알아두시기
바랍니다.
역자: 번역 역시 완벽하지 않은데, 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.
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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.
- Acquisition 함수.
- 인터럽트 비활성화 함수.
- 슬립과 웨이크업 함수.
- 그외의 함수들.
(*) CPU ACQUIRING 배리어의 효과.
- Acquire vs 메모리 액세스.
- Acquire vs I/O 액세스.
(*) 메모리 배리어가 필요한
- 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 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 그런
프로그램들을 실행합니다. 추상화된 CPU 모델에서 메모리 오퍼레이션들의 순서는
매우 완화되어 있고, CPU 프로그램이 인과관계를 어기지 않는 상태로 관리된다고
보일 수만 있다면 메모리 오퍼레이션을 자신이 원하는 어떤 순서대로든 재배치해
동작시킬 있습니다. 비슷하게, 컴파일러 또한 프로그램의 정상적 동작을 해치지
않는 한도 내에서는 어떤 순서로든 자신이 원하는 대로 인스트럭션을 재배치
있습니다.
따라서 위의 다이어그램에서 CPU 동작시키는 메모리 오퍼레이션이 만들어내는
변화는 해당 오퍼레이션이 CPU 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
24개의 조합으로 재구성될 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 있습니다:
x == 2, y == 1
x == 2, y == 3
x == 4, y == 1
x == 4, y == 3
한발 나아가서, CPU 메모리 시스템에 반영한 스토어 오퍼레이션들의 결과는
다른 CPU 에서의 로드 오퍼레이션을 통해 인지되는데, 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 읽혀지는 값은 CPU 2 에서 P 로부터 읽혀진 주소값에 의존적이기 때문에 여기엔
분명한 데이터 의존성이 있습니다. 하지만 이벤트들의 실행 결과로는 아래의
결과들이 모두 나타날 있습니다:
(Q == &A) and (D == 1)
(Q == &B) and (D == 2)
(Q == &B) and (D == 4)
CPU 2 *Q 로드를 요청하기 전에 P Q 넣기 때문에 D C 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) 데이터 포트 레지스터 (D)
통해 접근되는 내부 레지스터 집합을 갖는 이더넷 카드를 생각해 봅시다. 내부의
5 레지스터를 읽기 위해 다음의 코드가 사용될 있습니다:
*A = 5;
x = *D;
하지만, 이건 다음의 조합 하나로 만들어질 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 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 다음과 같은 메모리 오퍼레이션 시퀀스를 수행 요청합니다:
Q = LOAD P, D = LOAD *Q
그리고 시퀀스 내에서의 순서는 항상 지켜집니다. 대부분의 시스템에서
smp_read_barrier_depends() 아무일도 안하지만 DEC Alpha 에서는
명시적으로 사용되어야 합니다. 보통의 경우에는 smp_read_barrier_depends()
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 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 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() WRITE_ONCE() 보호되지 않은 메모리 액세스를
당신이 원하는 대로 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. 말은 곧:
X = *A; Y = *B; *D = Z;
다음의 것들 어느 것으로든 만들어질 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 있음을 _반드시_ 가정해야
합니다. 다음의 코드는:
X = *A; Y = *(A + 4);
다음의 것들 뭐든 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;
다음 뭐든 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:
(*) 보장사항들은 bitfield 에는 적용되지 않는데, 컴파일러들은 bitfield
수정하는 코드를 생성할 원자성 없는(non-atomic) 읽고-수정하고-쓰는
인스트럭션들의 조합을 만드는 경우가 많기 때문입니다. 병렬 알고리즘의
동기화에 bitfield 사용하려 하지 마십시오.
(*) bitfield 들이 여러 락으로 보호되는 경우라 하더라도, 하나의 bitfield
모든 필드들은 하나의 락으로 보호되어야 합니다. 만약 bitfield
필드가 서로 다른 락으로 보호된다면, 컴파일러의 원자성 없는
읽고-수정하고-쓰는 인스트럭션 조합은 필드에의 업데이트가 근처의
필드에도 영향을 끼치게 있습니다.
(*) 보장사항들은 적절하게 정렬되고 크기가 잡힌 스칼라 변수들에 대해서만
적용됩니다. "적절하게 크기가 잡힌" 이라함은 현재로써는 "char", "short",
"int" 그리고 "long" 같은 크기의 변수들을 의미합니다. "적절하게 정렬된"
자연스런 정렬을 의미하는데, 따라서 "char" 대해서는 아무 제약이 없고,
"short" 대해서는 2바이트 정렬을, "int" 에는 4바이트 정렬을, 그리고
"long" 대해서는 32-bit 시스템인지 64-bit 시스템인지에 따라 4바이트 또는
8바이트 정렬을 의미합니다. 보장사항들은 C11 표준에서 소개되었으므로,
C11 전의 오래된 컴파일러(예를 들어, gcc 4.6) 사용할 때엔 주의하시기
바랍니다. 표준에 보장사항들은 "memory location" 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 있으며, 이는 CPU CPU 간의 상호작용이나 I/O 문제가
있습니다. 따라서 컴파일러와 CPU 순서를 바꾸는데 제약을 있도록 개입할
있는 어떤 방법이 필요합니다.
메모리 배리어는 그런 개입 수단입니다. 메모리 배리어는 배리어를 사이에 앞과
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 있기 때문에 이런 강제력은 중요합니다. 메모리 배리어들은 이런
트릭들을 무효로 하거나 억제하는 목적으로 사용되어져서 코드가 여러 CPU
디바이스들 간의 상호작용을 정상적으로 제어할 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 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 주소가 얻어지기 전에 업데이트 되어 있음을
보장하기 위해서 데이터 의존성 배리어가 필요할 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
오퍼레이션들을 메모리 시스템이 실행한 결과를 인지할 있습니다. 이처럼
다른 CPU 스토어 오퍼레이션의 결과에 관심을 두고 있는 CPU 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.
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 의존성은 조건적이지 주소 자체를 가져오는게 아니라면,
그것은 _컨트롤_ 의존성이고, 경우에는 읽기 배리어나 그보다 강력한
무언가가 필요합니다. 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 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 STORE
오퍼레이션들이 배리어 뒤에 명시된 모든 LOAD 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, 배리어를 모두 대신할 있습니다.
그리고 두개의 명시적이지 않은 타입이 있습니다:
(5) ACQUIRE 오퍼레이션.
타입의 오퍼레이션은 단방향의 투과성 배리어처럼 동작합니다. ACQUIRE
오퍼레이션 뒤의 모든 메모리 오퍼레이션들이 ACQUIRE 오퍼레이션 후에
일어난 것으로 시스템의 나머지 컴포넌트들에 보이게 것이 보장됩니다.
LOCK 오퍼레이션과 smp_load_acquire(), smp_cond_acquire() 오퍼레이션도
ACQUIRE 오퍼레이션에 포함됩니다. smp_cond_acquire() 오퍼레이션은 컨트롤
의존성과 smp_rmb() 사용해서 ACQUIRE 의미적 요구사항(semantic)을
충족시킵니다.
ACQUIRE 오퍼레이션 앞의 메모리 오퍼레이션들은 ACQUIRE 오퍼레이션 완료 후에
수행된 것처럼 보일 있습니다.
ACQUIRE 오퍼레이션은 거의 항상 RELEASE 오퍼레이션과 짝을 지어 사용되어야
합니다.
(6) RELEASE 오퍼레이션.
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 있습니다.
ACQUIRE 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 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 최소한의 "취득" 동작처럼, 그리고 RELEASE 최소한의 "공개"
처럼 동작한다는 의미입니다.
atomic_ops.txt 에서 설명되는 어토믹 오퍼레이션들 중에는 완전히 순서잡힌 것들과
(배리어를 사용하지 않는) 완화된 순서의 것들 외에 ACQUIRE RELEASE 부류의
것들도 존재합니다. 로드와 스토어를 모두 수행하는 조합된 어토믹 오퍼레이션에서,
ACQUIRE 해당 오퍼레이션의 로드 부분에만 적용되고 RELEASE 해당
오퍼레이션의 스토어 부분에만 적용됩니다.
메모리 배리어들은 CPU 간, 또는 CPU 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 강력한
보장사항을 제공할 수도 있습니다만, 그런 보장사항은 아키텍쳐 종속적 코드 이외의
부분에서는 신뢰되지 _않을_ 겁니다.
메모리 배리어에 대해 가정해선 안될
-------------------------------------
리눅스 커널 메모리 배리어들이 보장하지 않는 것들이 있습니다:
(*) 메모리 배리어 앞에서 명시된 어떤 메모리 액세스도 메모리 배리어 명령의 수행
완료 시점까지 _완료_ 것이란 보장은 없습니다; 배리어가 하는 일은 CPU
액세스 큐에 특정 타입의 액세스들은 넘을 없는 선을 긋는 것으로 생각될
있습니다.
(*) CPU 에서 메모리 배리어를 수행하는게 시스템의 다른 CPU 하드웨어에
어떤 직접적인 영향을 끼친다는 보장은 존재하지 않습니다. 배리어 수행이
만드는 간접적 영향은 두번째 CPU 첫번째 CPU 액세스들의 결과를
바라보는 순서가 됩니다만, 다음 항목을 보세요:
(*) 첫번째 CPU 두번째 CPU 메모리 액세스들의 결과를 바라볼 때, _설령_
두번째 CPU 메모리 배리어를 사용한다 해도, 첫번째 CPU _또한_ 그에 맞는
메모리 배리어를 사용하지 않는다면 ("SMP 배리어 짝맞추기" 서브섹션을
참고하세요) 결과가 올바른 순서로 보여진다는 보장은 없습니다.
(*) CPU 바깥의 하드웨어[*] 메모리 액세스들의 순서를 바꾸지 않는다는 보장은
존재하지 않습니다. CPU 캐시 일관성 메커니즘은 메모리 배리어의 간접적
영향을 CPU 사이에 전파하긴 하지만, 순서대로 전파하지는 않을 있습니다.
[*] 버스 마스터링 DMA 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, 시퀀스가 끝났을 Q &A 또는 &B
것이고, 따라서:
(Q == &A) (D == 1) 를,
(Q == &B) (D == 4) 의미합니다.
하지만! CPU 2 B 업데이트를 인식하기 전에 P 업데이트를 인식할 있고,
따라서 다음의 결과가 가능합니다:
(Q == &B) and (D == 2) ????
이런 결과는 일관성이나 인과 관계 유지가 실패한 것처럼 보일 수도 있겠지만,
그렇지 않습니다, 그리고 현상은 (DEC Alpha 같은) 여러 CPU 에서 실제로
발견될 있습니다.
문제 상황을 제대로 해결하기 위해, 데이터 의존성 배리어나 그보다 강화된
무언가가 주소를 읽어올 때와 데이터를 읽어올 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;
변경은 앞의 처음 두가지 결과 하나만이 발생할 있고, 세번째의 결과는
발생할 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;
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. 패턴은 드물게 발생하는 에러 조건 같은것들을 기록하는데
사용될 있고, 이렇게 배리어를 사용해 순서를 지키게 함으로써 그런 기록이
사라지는 것을 막습니다.
[!] 상당히 비직관적인 상황은 분리된 캐시를 가진 기계, 예를 들어 캐시
뱅크가 짝수번 캐시 라인을 처리하고 다른 뱅크는 홀수번 캐시 라인을 처리하는 기계
등에서 가장 발생합니다. 포인터 P 홀수 번호의 캐시 라인에 있고, 변수 B
짝수 번호 캐시 라인에 있다고 생각해 봅시다. 그런 상태에서 읽기 작업을 하는 CPU
짝수번 뱅크는 일이 쌓여 매우 바쁘지만 홀수번 뱅크는 일이 없어 아무
일도 하지 않고 있었다면, 포인터 P (&B) 을, 그리고 변수 B 옛날
(2) 가지고 있는 상태가 보여질 수도 있습니다.
데이터 의존성 배리어는 매우 중요한데, 예를 들어 RCU 시스템에서 그렇습니다.
include/linux/rcupdate.h rcu_assign_pointer() rcu_dereference()
참고하세요. 여기서 데이터 의존성 배리어는 RCU 관리되는 포인터의 타겟을 현재
타겟에서 수정된 새로운 타겟으로 바꾸는 작업에서 새로 수정된 타겟이 초기화가
완료되지 않은 채로 보여지는 일이 일어나지 않게 해줍니다.
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);
}
코드는 원하는 대로의 효과를 내지 못할 있는데, 코드에는 데이터 의존성이
아니라 컨트롤 의존성이 존재하기 때문으로, 이런 상황에서 CPU 실행 속도를
빠르게 하기 위해 분기 조건의 결과를 예측하고 코드를 재배치 있어서 다른
CPU b 로부터의 로드 오퍼레이션이 a 로부터의 로드 오퍼레이션보다 먼저 발생한
걸로 인식할 있습니다. 여기에 정말로 필요했던 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() 반드시 사용해야 함을 부디 명심하세요! READ_ONCE()
없다면, 컴파일러가 'a' 로부터의 로드를 'a' 로부터의 또다른 로드와, 'b' 로의
스토어를 'b' 로의 또다른 스토어와 조합해 버려 매우 비직관적인 결과를 초래할
있습니다.
이걸로 끝이 아닌게, 컴파일러가 변수 'a' 값이 항상 0 아니라고 증명할
있다면, 앞의 예에서 "if" 문을 없애서 다음과 같이 최적화 수도 있습니다:
q = a;
b = p; /* BUG: Compiler and CPU can both reorder!!! */
그러니 READ_ONCE() 반드시 사용하세요.
다음과 같이 "if" 문의 양갈래 브랜치에 모두 존재하는 동일한 스토어에 대해 순서를
강제하고 싶은 경우가 있을 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
이들의 순서를 바꿀 있게 됩니다: 이런 경우에 조건적 관계는 반드시
필요한데, 모든 컴파일러 최적화가 이루어지고 후의 어셈블리 코드에서도
마찬가지입니다. 따라서, 예에서 순서를 지키기 위해서는 smp_store_release()
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() 컴파일러가 'a' 값을 증명해내는 것을 막기 위해 여전히
필요합니다.
또한, 로컬 변수 'q' 가지고 하는 일에 대해 주의해야 하는데, 그러지 않으면
컴파일러는 값을 추측하고 또다시 필요한 조건관계를 없애버릴 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 1 정의된 상수라면, 컴파일러는 (q % MAX) 0이란 것을 알아채고,
위의 코드를 아래와 같이 바꿔버릴 있습니다:
q = READ_ONCE(a);
WRITE_ONCE(b, p);
do_something_else();
이렇게 되면, CPU 변수 'a' 로부터의 로드와 변수 'b' 로의 스토어 사이의 순서를
지켜줄 필요가 없어집니다. barrier() 추가해 해결해 보고 싶겠지만, 그건
도움이 안됩니다. 조건 관계는 사라졌고, barrier() 이를 되돌리지 못합니다.
따라서, 순서를 지켜야 한다면, MAX 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 스토어 오퍼레이션들을 'if' 바깥으로
끄집어낼 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 없고 두번째 조건은 항상
참이기 때문에, 컴파일러는 예를 다음과 같이 바꿔서 컨트롤 의존성을 없애버릴
있습니다:
q = READ_ONCE(a);
WRITE_ONCE(b, 1);
예는 컴파일러가 코드를 추측으로 수정할 없도록 분명히 해야 한다는 점을
강조합니다. 조금 일반적으로 말해서, READ_ONCE() 컴파일러에게 주어진 로드
오퍼레이션을 위한 코드를 정말로 만들도록 하지만, 컴파일러가 그렇게 만들어진
코드의 수행 결과를 사용하도록 강제하지는 않습니다.
마지막으로, 컨트롤 의존성은 이행성 (transitivity) 제공하지 -않습니다-. 이건
x y 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));
CPU 예제에서 assert() 조건은 항상 참일 것입니다. 그리고, 만약 컨트롤
의존성이 이행성을 (실제로는 그러지 않지만) 보장한다면, 다음의 CPU 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() 조건은 거짓으로 평가될 있습니다. 세개의 CPU
예제가 순서를 지키길 원한다면, CPU 0 CPU 1 코드의 로드와 스토어 사이, "if"
바로 다음에 smp_mb()를 넣어야 합니다. 나아가서, 최초의 CPU 예제는
매우 위험하므로 사용되지 않아야 합니다.
두개의 예제는 다음 논문:
http://www.cl.cam.ac.uk/users/pes20/ppc-supplemental/test6.pdf 와
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, 외의 어떤 순서도 보장하지 -않습니다-: 앞의 로드와 뒤의 로드들
사이에도, 앞의 스토어와 뒤의 스토어들 사이에도요. 이런 다른 형태의
순서가 필요하다면 smp_rmb() smp_wmb()를, 또는, 앞의 스토어들과 뒤의
로드들 사이의 순서를 위해서는 smp_mb() 사용하세요.
(*) "if" 문의 양갈래 브랜치가 같은 변수에의 동일한 스토어로 시작한다면,
스토어들은 스토어 앞에 smp_mb() 넣거나 smp_store_release()
사용해서 스토어를 하는 식으로 순서를 맞춰줘야 합니다. 문제를 해결하기
위해 "if" 문의 양갈래 브랜치의 시작 지점에 barrier() 넣는 것만으로는
충분한 해결이 되지 않는데, 이는 앞의 예에서 본것과 같이, 컴파일러의
최적화는 barrier() 의미하는 바를 지키면서도 컨트롤 의존성을 손상시킬
있기 때문이라는 점을 부디 알아두시기 바랍니다.
(*) 컨트롤 의존성은 앞의 로드와 뒤의 스토어 사이에 최소 하나의, 실행
시점에서의 조건관계를 필요로 하며, 조건관계는 앞의 로드와 관계되어야
합니다. 만약 컴파일러가 조건 관계를 최적화로 없앨수 있다면, 순서도
최적화로 없애버렸을 겁니다. READ_ONCE() WRITE_ONCE() 주의 깊은
사용은 주어진 조건 관계를 유지하는데 도움이 있습니다.
(*) 컨트롤 의존성을 위해선 컴파일러가 조건관계를 없애버리는 것을 막아야
합니다. 주의 깊은 READ_ONCE() atomic{,64}_read() 사용이 컨트롤
의존성이 사라지지 않게 하는데 도움을 있습니다. 많은 정보를
위해선 "컴파일러 배리어" 섹션을 참고하시기 바랍니다.
(*) 컨트롤 의존성은 보통 다른 타입의 배리어들과 짝을 맞춰 사용됩니다.
(*) 컨트롤 의존성은 이행성을 제공하지 -않습니다-. 이행성이 필요하다면,
smp_mb() 사용하세요.
SMP 배리어 짝맞추기
--------------------
CPU 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, 범용 배리어를 포함해 다른 배리어들과도 짝을 맞출 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 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
-------------------------
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
이벤트 시퀀스는 메모리 일관성 시스템에 원소끼리의 순서가 존재하지 않는 집합
{ STORE A, STORE B, STORE C } 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 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 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 쓰기 배리어에도 불구하고 CPU 2 CPU 1
이벤트들을 완전히 무작위적 순서로 인지하게 됩니다:
+-------+ : : : :
| | +------+ +-------+ | CPU 2 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 인지 (!) | +-------+ | |
| : : | |
| +-------+ | |
X 로드가 B ---> \ | X->9 |------>| |
일관성 유지를 \ +-------+ | |
지연시킴 ----->| B->2 | +-------+
+-------+
: :
앞의 예에서, CPU 2 (B 값이 될) *C 읽기가 C LOAD 뒤에 이어짐에도
B 7 이라는 결과를 얻습니다.
하지만, 만약 데이터 의존성 배리어가 C 로드와 *C (즉, B) 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 쓰기 배리어를 쳤지만, 별다른 개입이 없다면 CPU 2 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 로드와 A 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 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 ---->| A->1 |------>| |
보이도록 한다 +-------+ | |
: : +-------+
완벽한 설명을 위해, A 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 로드 두개가 모두 B 로드 뒤에 있지만, 서로 다른 값을 얻어올
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 ---->| 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 로드가 B == 2 라는 결과를 봤다면, A 에의 두번째
로드는 항상 A == 1 보게 것이라는 겁니다. A 에의 첫번째 로드에는 그런
보장이 없습니다; A == 0 이거나 A == 1 이거나 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) 아무 일도 하고 있지
않다면, 데이터를 로드합니다. 이후에 실제 로드 인스트럭션이 실행되면 CPU
이미 값을 가지고 있기 때문에 로드 인스트럭션은 즉시 완료됩니다.
해당 CPU 실제로는 값이 필요치 않았다는 사실이 나중에 드러날 수도 있는데 -
해당 로드 인스트럭션이 브랜치로 우회되거나 했을 있겠죠 - , 그렇게 되면 앞서
읽어둔 값을 버리거나 나중의 사용을 위해 캐시에 넣어둘 있습니다.
다음을 생각해 봅시다:
CPU 1 CPU 2
======================= =======================
LOAD B
DIVIDE } 나누기 명령은 일반적으로
DIVIDE } 시간을 필요로 합니다
LOAD A
이렇게 있습니다:
: : +-------+
+-------+ | |
--->| B->2 |------>| |
+-------+ | CPU 2 |
: :DIVIDE | |
+-------+ | |
나누기 하느라 바쁜 ---> --->| A->0 |~~~~ | |
CPU A LOAD +-------+ ~ | |
예측해서 수행한다 : : ~ | |
: :DIVIDE | |
: : ~ | |
나누기가 끝나면 ---> ---> : : ~-->| |
CPU 해당 LOAD : : | |
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 A LOAD +-------+ ~ | |
예측한다 : : ~ | |
: :DIVIDE | |
: : ~ | |
: : ~ | |
rrrrrrrrrrrrrrrr~ | |
: : ~ | |
: : ~-->| |
: : | |
: : +-------+
하지만 다른 CPU 에서 업데이트나 무효화가 있었다면, 예측은 무효화되고 값은
다시 읽혀집니다:
: : +-------+
+-------+ | |
--->| B->2 |------>| |
+-------+ | CPU 2 |
: :DIVIDE | |
+-------+ | |
나누기 하느라 바쁜 ---> --->| A->0 |~~~~ | |
CPU A LOAD +-------+ ~ | |
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 X 로드가 1 리턴했고 Y 로드가 0 리턴했다고 해봅시다. 이는 CPU 2
X 로드가 CPU 1 X 스토어 뒤에 이루어졌고 CPU 2 Y 로드는 CPU 3 Y 스토어
전에 이루어졌음을 의미합니다. 그럼 "CPU 3 의 X 로드는 0을 리턴할 수 있나요?"
CPU 2 X 로드는 CPU 1 스토어 후에 이루어졌으니, CPU 3 X 로드는 1
리턴하는게 자연스럽습니다. 이런 생각이 이행성의 예입니다: CPU A 에서 실행된
로드가 CPU B 에서의 같은 변수에 대한 로드를 뒤따른다면, CPU A 로드는 CPU B
로드가 내놓은 값과 같거나 후의 값을 내놓아야 합니다.
리눅스 커널에서 범용 배리어의 사용은 이행성을 보장합니다. 따라서, 앞의 예에서
CPU 2 X 로드가 1을, Y 로드는 0 리턴했다면, CPU 3 X 로드는 반드시 1
리턴합니다.
하지만, 읽기나 쓰기 배리어에 대해서는 이행성이 보장되지 -않습니다-. 예를 들어,
앞의 예에서 CPU 2 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
코드는 이행성을 갖지 않습니다: 예에서는, CPU 2 X 로드가 1
리턴하고, Y 로드는 0 리턴하지만 CPU 3 X 로드가 0 리턴하는 것도 완전히
합법적입니다.
CPU 2 읽기 배리어가 자신의 읽기는 순서를 맞춰줘도, CPU 1 스토어와의
순서를 맞춰준다고는 보장할 없다는게 핵심입니다. 따라서, CPU 1 CPU 2
버퍼나 캐시를 공유하는 시스템에서 예제 코드가 실행된다면, CPU 2 CPU 1
값에 빨리 접근할 있을 것입니다. 따라서 CPU 1 CPU 2 접근으로
조합된 순서를 모든 CPU 동의할 있도록 하기 위해 범용 배리어가 필요합니다.
범용 배리어는 "글로벌 이행성" 제공해서, 모든 CPU 들이 오퍼레이션들의 순서에
동의하게 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 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() 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
나아가서, cpu0() cpu1() 사이의 release-acquire 관계로 인해, cpu1()
cpu0() 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() 그들의 읽기와 쓰기를 순서대로 보게 되지만,
release-acquire 체인에 관여되지 않은 CPU 들은 순서에 이견을 가질
있습니다. 이런 이견은 smp_load_acquire() smp_store_release() 구현에
사용되는 완화된 메모리 배리어 인스트럭션들은 항상 배리어 앞의 스토어들을 뒤의
로드들에 앞세울 필요는 없다는 사실에서 기인합니다. 말은 cpu3() cpu0()
u 로의 스토어를 cpu1() v 로부터의 로드 뒤에 일어난 것으로 있다는
뜻입니다, cpu0() cpu1() 오퍼레이션이 의도된 순서대로 일어났음에
모두 동의하는데도 말입니다.
하지만, smp_load_acquire() 마술이 아님을 명심하시기 바랍니다. 구체적으로,
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 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() 읽기-읽기 쓰기-쓰기 변종은 없습니다.
하지만, READ_ONCE() WRITE_ONCE() 특정 액세스들에 대해서만 동작하는
barrier() 완화된 형태로 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 있습니다.
(*) 루프에서, 컴파일러가 루프 조건에 사용된 변수를 이터레이션마다
메모리에서 로드하지 않아도 되도록 최적화 하는걸 방지합니다.
READ_ONCE() WRITE_ONCE() 함수는 싱글 쓰레드 코드에서는 문제 없지만 동시성이
있는 코드에서는 문제가 있는 모든 최적화를 막습니다. 이런 류의 최적화에
대한 예를 몇가지 들어보면 다음과 같습니다:
(*) 컴파일러는 같은 변수에 대한 로드와 스토어를 재배치 있고, 어떤
경우에는 CPU 같은 변수로부터의 로드들을 재배치할 수도 있습니다. 이는
다음의 코드가:
a[0] = x;
a[1] = x;
x 예전 값이 a[1] 에, 값이 a[0] 있게 있다는 뜻입니다.
컴파일러와 CPU 이런 일을 못하게 하려면 다음과 같이 해야 합니다:
a[0] = READ_ONCE(x);
a[1] = READ_ONCE(x);
즉, READ_ONCE() WRITE_ONCE() 여러 CPU 에서 하나의 변수에 가해지는
액세스들에 캐시 일관성을 제공합니다.
(*) 컴파일러는 같은 변수에 대한 연속적인 로드들을 병합할 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" 있습니다:
if (tmp = a)
for (;;)
do_something_with(tmp);
컴파일러가 이런 짓을 하지 못하게 하려면 READ_ONCE() 사용하세요:
while (tmp = READ_ONCE(a))
do_something_with(tmp);
(*) 예컨대 레지스터 사용량이 많아 컴파일러가 모든 데이터를 레지스터에 담을
없는 경우, 컴파일러는 변수를 다시 로드할 있습니다. 따라서 컴파일러는
앞의 예에서 변수 'tmp' 사용을 최적화로 없애버릴 있습니다:
while (tmp = a)
do_something_with(tmp);
코드는 다음과 같이 싱글 쓰레드에서는 완벽하지만 동시성이 존재하는
경우엔 치명적인 코드로 바뀔 있습니다:
while (a)
do_something_with(a);
예를 들어, 최적화된 코드는 변수 a 다른 CPU 의해 "while" 문과
do_something_with() 호출 사이에 바뀌어 do_something_with() 0 넘길
수도 있습니다.
이번에도, 컴파일러가 그런 짓을 하는걸 막기 위해 READ_ONCE() 사용하세요:
while (tmp = READ_ONCE(a))
do_something_with(tmp);
레지스터가 부족한 상황을 겪는 경우, 컴파일러는 tmp 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 값이 무엇일지 알고 있다면 로드를 아예 안할 수도 있습니다.
예를 들어, 다음의 코드는 변수 'a' 값이 항상 0임을 증명할 있다면:
while (tmp = a)
do_something_with(tmp);
이렇게 최적화 되어버릴 있습니다:
do { } while (0);
변환은 싱글 쓰레드 코드에서는 도움이 되는데 로드와 브랜치를 제거했기
때문입니다. 문제는 컴파일러가 'a' 값을 업데이트 하는건 현재의 CPU 하나
뿐이라는 가정 위에서 증명을 했다는데 있습니다. 만약 변수 'a' 공유되어
있다면, 컴파일러의 증명은 틀린 것이 될겁니다. 컴파일러는 자신이
생각하는 것만큼 많은 것을 알고 있지 못함을 컴파일러에게 알리기 위해
READ_ONCE() 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 전처리기 매크로로, 1 값을
갖는다고 해봅시다:
while ((tmp = READ_ONCE(a)) % MAX)
do_something_with(tmp);
이렇게 되면 컴파일러는 MAX 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 있습니다. 이번에도, 컴파일러는 현재의 CPU
만이 변수에 값을 쓰는 오로지 하나의 존재라고 생각하여 공유된 변수에
대해서는 잘못된 일을 하게 됩니다. 예를 들어, 다음과 같은 경우가 있을
있습니다:
a = 0;
... 변수 a 스토어를 하지 않는 코드 ...
a = 0;
컴파일러는 변수 'a' 값은 이미 0이라는 것을 알고, 따라서 두번째 스토어를
삭제할 겁니다. 만약 다른 CPU 사이 변수 'a' 다른 값을 썼다면
황당한 결과가 나올 겁니다.
컴파일러가 그런 잘못된 추측을 하지 않도록 WRITE_ONCE() 사용하세요:
WRITE_ONCE(a, 0);
... 변수 a 스토어를 하지 않는 코드 ...
WRITE_ONCE(a, 0);
(*) 컴파일러는 하지 말라고 하지 않으면 메모리 액세스들을 재배치
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);
}
코드에는 컴파일러가 process_level() 다음과 같이 변환하는 것을 막을
수단이 없고, 이런 변환은 싱글쓰레드에서라면 실제로 훌륭한 선택일
있습니다:
void process_level(void)
{
flag = true;
msg = get_message();
}
두개의 문장 사이에 인터럽트가 발생한다면, interrupt_handler() 의미를
없는 메세지를 받을 수도 있습니다. 이걸 막기 위해 다음과 같이
WRITE_ONCE() 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 같이 인터럽트 핸들러
역시 'flag' 'msg' 접근하는 또다른 무언가에 인터럽트 있다면
READ_ONCE() WRITE_ONCE() 사용해야 함을 기억해 두세요. 만약 그런
가능성이 없다면, interrupt_handler() 안에서는 문서화 목적이 아니라면
READ_ONCE() WRITE_ONCE() 필요치 않습니다. (근래의 리눅스 커널에서
중첩된 인터럽트는 보통 일어나지 않음도 기억해 두세요, 실제로, 어떤
인터럽트 핸들러가 인터럽트가 활성화된 채로 리턴하면 WARN_ONCE()
실행됩니다.)
컴파일러는 READ_ONCE() WRITE_ONCE() 뒤의 READ_ONCE() WRITE_ONCE(),
barrier(), 또는 비슷한 것들을 담고 있지 않은 코드를 움직일 있을 것으로
가정되어야 합니다.
효과는 barrier() 통해서도 만들 있지만, READ_ONCE()
WRITE_ONCE() 안목 높은 선택입니다: READ_ONCE() WRITE_ONCE()는
컴파일러에 주어진 메모리 영역에 대해서만 최적화 가능성을 포기하도록
하지만, barrier() 컴파일러가 지금까지 기계의 레지스터에 캐시해 놓은
모든 메모리 영역의 값을 버려야 하게 하기 때문입니다. 물론, 컴파일러는
READ_ONCE() WRITE_ONCE() 일어난 순서도 지켜줍니다, CPU 당연히
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 최적화는 안전할 아니라 브랜치 갯수를
줄여줍니다. 하지만 안타깝게도, 동시성이 있는 코드에서는 최적화는 다른
CPU 'b' 로드할 때, -- 'a' 0 아닌데도 -- 가짜인 값, 42 보게
되는 경우를 가능하게 합니다. 이걸 방지하기 위해 WRITE_ONCE()
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 있습니다.
날조된 로드를 막기 위해선 READ_ONCE() 사용하세요.
(*) 정렬된 메모리 주소에 위치한, 한번의 메모리 참조 인스트럭션으로 액세스
가능한 크기의 데이터는 하나의 액세스가 여러개의 작은 액세스들로
대체되는 "로드 티어링(load tearing)" "스토어 티어링(store tearing)"
방지합니다. 예를 들어, 주어진 아키텍쳐가 7-bit imeediate field 갖는
16-bit 스토어 인스트럭션을 제공한다면, 컴파일러는 다음의 32-bit 스토어를
구현하는데에 두개의 16-bit store-immediate 명령을 사용하려 할겁니다:
p = 0x00010002;
스토어 상수를 만들고 값을 스토어 하기 위해 두개가 넘는 인스트럭션을
사용하게 되는, 이런 종류의 최적화를 GCC 실제로 함을 부디 알아 두십시오.
최적화는 싱글 쓰레드 코드에서는 성공적인 최적화 입니다. 실제로, 근래에
발생한 (그리고 고쳐진) 버그는 GCC volatile 스토어에 비정상적으로
최적화를 사용하게 했습니다. 그런 버그가 없다면, 다음의 예에서
WRITE_ONCE() 사용은 스토어 티어링을 방지합니다:
WRITE_ONCE(p, 0x00010002);
Packed 구조체의 사용 역시 다음의 예처럼 로드 / 스토어 티어링을 유발할
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() WRITE_ONCE() 없고 volatile 마킹도 없기 때문에,
컴파일러는 세개의 대입문을 두개의 32-bit 로드와 두개의 32-bit 스토어로
변환할 있습니다. 이는 'foo1.b' 값의 로드 티어링과 'foo2.b'
스토어 티어링을 초래할 겁니다. 예에서도 READ_ONCE() WRITE_ONCE()
티어링을 막을 있습니다:
foo2.a = foo1.a;
WRITE_ONCE(foo2.b, READ_ONCE(foo1.b));
foo2.c = foo1.c;
그렇지만, volatile 마크된 변수에 대해서는 READ_ONCE() WRITE_ONCE()
필요치 않습니다. 예를 들어, 'jiffies' volatile 마크되어 있기 때문에,
READ_ONCE(jiffies) 라고 필요가 없습니다. READ_ONCE() WRITE_ONCE()
실은 volatile 캐스팅으로 구현되어 있어서 인자가 이미 volatile 마크되어
있다면 또다른 효과를 내지는 않기 때문입니다.
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]` a[b] 로드 하기 전에 b 값을 먼저 로드한다)
기대되지만, C 언어 사양에는 컴파일러가 b 값을 추측 (예: 1 같음) 해서
b 로드 전에 a 로드를 하는 코드 (예: tmp = a[1]; if (b != 1) tmp = a[b]; )
만들지 않아야 한다는 내용 같은 없습니다. 또한 컴파일러는 a[b] 로드한
후에 b 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 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 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 효과를
통제할 때에는 mandatory 배리어들이 사용될 있습니다. 배리어들은
컴파일러와 CPU 모두 재배치를 못하도록 함으로써 메모리 오퍼레이션들이 디바이스에
보여지는 순서에도 영향을 주기 때문에, SMP 아닌 시스템이라 할지라도 필요할
있습니다.
일부 고급 배리어 함수들도 있습니다:
(*) smp_store_mb(var, value)
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. 함수들은 메모리 배리어를 내포하고 있지는 않습니다.
이것들은 값을 리턴하지 않으며 어토믹한 (set_bit clear_bit 같은) 비트
연산에도 사용될 있습니다.
예로, 객체 하나를 무효한 것으로 표시하고 객체의 레퍼런스 카운트를
감소시키는 다음 코드를 보세요:
obj->dead = 1;
smp_mb__before_atomic();
atomic_dec(&obj->ref_count);
코드는 객체의 업데이트된 death 마크가 레퍼런스 카운터 감소 동작
*전에* 보일 것을 보장합니다.
많은 정보를 위해선 Documentation/atomic_ops.txt 문서를 참고하세요.
어디서 이것들을 사용해야 할지 궁금하다면 "어토믹 오퍼레이션" 서브섹션을
참고하세요.
(*) lockless_dereference();
함수는 smp_read_barrier_depends() 데이터 의존성 배리어를 사용하는
포인터 읽어오기 래퍼(wrapper) 함수로 생각될 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() RCU 함께
사용될수도, RCU 없이 사용될 수도 있는 일부 데이터 구조에 사용되고
있습니다.
(*) dma_wmb();
(*) dma_rmb();
이것들은 CPU 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 속해 있는지 표시하고,
공지용 초인종(doorbell) 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() 디스크립터로부터 데이터를 읽어오기 전에 디바이스가 소유권을
내놓았음을 보장하게 하고, dma_wmb() 디바이스가 자신이 소유권을 다시
가졌음을 보기 전에 디스크립터에 데이터가 쓰였음을 보장합니다. wmb()
캐시 일관성이 없는 (cache incoherent) MMIO 영역에 쓰기를 시도하기 전에
캐시 일관성이 있는 메모리 (cache coherent memory) 쓰기가 완료되었음을
보장해주기 위해 필요합니다.
consistent memory 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. 함수는 CPU->하드웨어 사이를
넘어서 실제 하드웨어에까지 일부 수준의 영향을 끼칩니다.
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 설명보다 많은
보장을 제공할 수도 있습니다만 해당 아키텍쳐에 종속적인 코드 외의 부분에서는
그런 보장을 기대해선 안될겁니다.
ACQUISITION 함수
-------------------
리눅스 커널은 다양한 구성체를 가지고 있습니다:
(*) 스핀
(*) R/W 스핀
(*) 뮤텍스
(*) 세마포어
(*) R/W 세마포어
구성체마다 모든 경우에 "ACQUIRE" 오퍼레이션과 "RELEASE" 오퍼레이션의 변종이
존재합니다. 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 있습니다. smp_mb__before_spinlock() 뒤에 ACQUIRE 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() 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 있습니다.
(3) ACQUIRE vs ACQUIRE 영향:
어떤 ACQUIRE 오퍼레이션보다 앞에서 요청된 모든 ACQUIRE 오퍼레이션은
ACQUIRE 오퍼레이션 전에 완료됩니다.
(4) ACQUIRE vs RELEASE implication:
어떤 RELEASE 오퍼레이션보다 앞서 요청된 ACQUIRE 오퍼레이션은 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 있습니다. 실패한 락은 어떤 배리어도 내포하지 않습니다.
[!] 참고: ACQUIRE RELEASE 단방향 배리어여서 나타나는 현상 하나는
크리티컬 섹션 바깥의 인스트럭션의 영향이 크리티컬 섹션 내부로도 들어올
있다는 것입니다.
RELEASE 후에 요청되는 ACQUIRE 전체 메모리 배리어라 여겨지면 안되는데,
ACQUIRE 앞의 액세스가 ACQUIRE 후에 수행될 있고, RELEASE 후의 액세스가
RELEASE 전에 수행될 수도 있으며, 두개의 액세스가 서로를 지나칠 수도 있기
때문입니다:
*A = a;
ACQUIRE M
RELEASE M
*B = b;
다음과 같이 수도 있습니다:
ACQUIRE M, STORE *B, STORE *A, RELEASE M
ACQUIRE RELEASE 획득과 해제라면, 그리고 락의 ACQUIRE RELEASE
같은 변수에 대한 것이라면, 해당 락을 쥐고 있지 않은 다른 CPU 시야에는
이와 같은 재배치가 일어나는 것으로 보일 있습니다. 요약하자면, ACQUIRE
이어 RELEASE 오퍼레이션을 순차적으로 실행하는 행위가 전체 메모리 배리어로
생각되어선 -안됩니다-.
비슷하게, 앞의 반대 케이스인 RELEASE ACQUIRE 두개 오퍼레이션의 순차적 실행
역시 전체 메모리 배리어를 내포하지 않습니다. 따라서, RELEASE, ACQUIRE
규정되는 크리티컬 섹션의 CPU 수행은 RELEASE ACQUIRE 가로지를 있으므로,
다음과 같은 코드는:
*A = a;
RELEASE M
ACQUIRE N
*B = b;
다음과 같이 수행될 있습니다:
ACQUIRE N, STORE *B, STORE *A, RELEASE M
이런 재배치는 데드락을 일으킬 수도 있을 것처럼 보일 있습니다. 하지만, 그런
데드락의 조짐이 있다면 RELEASE 단순히 완료될 것이므로 데드락은 존재할
없습니다.
이게 어떻게 올바른 동작을 있을까요?
우리가 이야기 하고 있는건 재배치를 하는 CPU 대한 이야기이지,
컴파일러에 대한 것이 아니란 점이 핵심입니다. 컴파일러 (또는, 개발자)
오퍼레이션들을 이렇게 재배치하면, 데드락이 일어날 -있습-니다.
하지만 CPU 오퍼레이션들을 재배치 했다는걸 생각해 보세요. 예에서,
어셈블리 코드 상으로는 언락이 락을 앞서게 되어 있습니다. CPU 이를
재배치해서 뒤의 오퍼레이션을 먼저 실행하게 됩니다. 만약 데드락이
존재한다면, 오퍼레이션은 그저 스핀을 하며 계속해서 락을
시도합니다 (또는, 한참 후에겠지만, 잠듭니다). CPU 언젠가는
(어셈블리 코드에서는 락을 앞서는) 언락 오퍼레이션을 실행하는데, 언락
오퍼레이션이 잠재적 데드락을 해결하고, 오퍼레이션도 뒤이어 성공하게
됩니다.
하지만 만약 락이 잠을 자는 타입이었다면요? 그런 경우에 코드는
스케쥴러로 들어가려 거고, 여기서 결국은 메모리 배리어를 만나게
되는데, 메모리 배리어는 앞의 언락 오퍼레이션이 완료되도록 만들고,
데드락은 이번에도 해결됩니다. 잠을 자는 행위와 언락 사이의 경주 상황
(race) 있을 있겠습니다만, 관련 기능들은 그런 경주 상황을 모든
경우에 제대로 해결할 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 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 있습니다:
ACQUIRE, {*F,*A}, *E, {*C,*D}, *B, RELEASE
[+] {*F,*A} 조합된 액세스를 의미합니다.
하지만 다음과 같은 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 동일) 인터럽트를 활성화 하는 함수
(RELEASE 동일) 컴파일러 배리어처럼만 동작합니다. 따라서, 별도의 메모리
배리어나 I/O 배리어가 필요한 상황이라면 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 이벤트를 알리기 위해 사용되는
글로벌 데이터, 데이터간의 상호작용으로 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() 의해, 태스크 상태가 바뀐 범용 메모리 배리어가
자동으로 삽입됩니다:
CPU 1
===============================
set_current_state();
smp_store_mb();
STORE current->state
<범용 배리어>
LOAD event_indicated
set_current_state() 다음의 것들로 감싸질 수도 있습니다:
prepare_to_wait();
prepare_to_wait_exclusive();
이것들 역시 상태를 설정한 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. 배리어는 태스크 상태가 지워지기 전에 수행되므로, 이벤트를
알리기 위한 STORE 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, 쓰기 메모리 배리어는 코드가 정말로 뭔가를 깨울 때에만
실행됩니다. 이걸 설명하기 위해, X Y 모두 0 으로 초기화 되어 있다는 가정
하에 아래의 이벤트 시퀀스를 생각해 봅시다:
CPU 1 CPU 2