aubrey/kernel_samsung_a34x-permissive
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kernel_samsung_a34x-permissive/Documentation/translations/ko_KR/memory-barriers.txt
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2024-04-28 15:51:13 +02:00

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===================================
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.
일부 이상한 점들은 공식적인 메모리 일관성 모델과 tools/memory-model/ 에 있는
관련 문서를 참고해서 해결될 수 있을 겁니다. 그러나, 이 메모리 모델조차도 그
관리자들의 의견의 집합으로 봐야지, 절대 옳은 예언자로 신봉해선 안될 겁니다.
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 (역사적).
- 컨트롤 의존성.
- SMP 배리어 짝맞추기.
- 메모리 배리어 시퀀스의 예.
- 읽기 메모리 배리어 vs 로드 예측.
- Multicopy 원자성.
(*) 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); 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. 하지만, DEC Alpha 에서
READ_ONCE() 는 메모리 배리어 명령도 내게 되어 있어서, DEC Alpha CPU 는
다음과 같은 메모리 오퍼레이션들을 내놓게 됩니다:
Q = LOAD P, MEMORY_BARRIER, D = LOAD *Q, MEMORY_BARRIER
DEC Alpha 에서 수행되든 아니든, READ_ONCE() 는 컴파일러로부터의 악영향
또한 제거합니다.
(*) 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 얻어진 뒤에 업데이트 됨을 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_t.txt 에 설명된 어토믹 오퍼레이션들 중 일부는 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 (역사적)
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리눅스 커널 v4.15 기준으로, smp_read_barrier_depends() 가 READ_ONCE() 에
추가되었는데, 이는 이 섹션에 주의를 기울여야 하는 사람들은 DEC Alpha 아키텍쳐
전용 코드를 만드는 사람들과 READ_ONCE() 자체를 만드는 사람들 뿐임을 의미합니다.
그런 분들을 위해, 그리고 역사에 관심 있는 분들을 위해, 여기 데이터 의존성
배리어에 대한 이야기를 적습니다.
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.
[!] 이 상당히 반직관적인 상황은 분리된 캐시를 가지는 기계들에서 가장 잘
발생하는데, 예를 들면 한 캐시 뱅크는 짝수 번호의 캐시 라인들을 처리하고, 다른
뱅크는 홀수 번호의 캐시 라인들을 처리하는 경우임을 알아두시기 바랍니다. 포인터
P 는 짝수 번호 캐시 라인에 저장되어 있고, 변수 B 는 홀수 번호 캐시 라인에
저장되어 있을 수 있습니다. 여기서 값을 읽어오는 CPU 의 캐시의 홀수 번호 처리
뱅크는 열심히 일감을 처리중인 반면 홀수 번호 처리 뱅크는 할 일 없이 한가한
중이라면 포인터 P (&B) 의 새로운 값과 변수 B 의 기존 값 (2) 를 볼 수 있습니다.
의존적 쓰기들의 순서를 맞추는데에는 데이터 의존성 배리어가 필요치 않은데, 이는
리눅스 커널이 지원하는 CPU 들은 (1) 쓰기가 정말로 일어날지, (2) 쓰기가 어디에
이루어질지, 그리고 (3) 쓰여질 값을 확실히 알기 전까지는 쓰기를 수행하지 않기
때문입니다. 하지만 "컨트롤 의존성" 섹션과
Documentation/RCU/rcu_dereference.txt 파일을 주의 깊게 읽어 주시기 바랍니다:
컴파일러는 매우 창의적인 많은 방법으로 종속성을 깰 수 있습니다.
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);
WRITE_ONCE(*Q, 5);
따라서, Q 로의 읽기와 *Q 로의 쓰기 사이에는 데이터 종속성 배리어가 필요치
않습니다. 달리 말하면, 데이터 종속성 배리어가 없더라도 다음 결과는 생기지
않습니다:
(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 있으며, CPU의 자연적인 순서 보장이 그런 기록들을 사라지지 않게
해줍니다.
데이터 의존성에 의해 제공되는 이 순서규칙은 이를 포함하고 있는 CPU 에
지역적임을 알아두시기 바랍니다. 더 많은 정보를 위해선 "Multicopy 원자성"
섹션을 참고하세요.
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
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현재의 컴파일러들은 컨트롤 의존성을 이해하고 있지 않기 때문에 컨트롤 의존성은
약간 다루기 어려울 수 있습니다. 이 섹션의 목적은 여러분이 컴파일러의 무시로
인해 여러분의 코드가 망가지는 걸 막을 수 있도록 돕는겁니다.
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, 1);
}
컨트롤 의존성은 보통 다른 타입의 배리어들과 짝을 맞춰 사용됩니다. 그렇다곤
하나, READ_ONCE() 도 WRITE_ONCE() 도 선택사항이 아니라 필수사항임을 부디
명심하세요! READ_ONCE() 가 없다면, 컴파일러는 'a' 로부터의 로드를 'a' 로부터의
또다른 로드와 조합할 수 있습니다. WRITE_ONCE() 가 없다면, 컴파일러는 'b' 로의
스토어를 'b' 로의 또라느 스토어들과 조합할 수 있습니다. 두 경우 모두 순서에
있어 상당히 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 = 1; /* 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, 1);
do_something();
} else {
barrier();
WRITE_ONCE(b, 1);
do_something_else();
}
안타깝게도, 현재의 컴파일러들은 높은 최적화 레벨에서는 이걸 다음과 같이
바꿔버립니다:
q = READ_ONCE(a);
barrier();
WRITE_ONCE(b, 1); /* BUG: No ordering vs. load from a!!! */
if (q) {
/* WRITE_ONCE(b, 1); -- moved up, BUG!!! */
do_something();
} else {
/* WRITE_ONCE(b, 1); -- 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, 1);
do_something();
} else {
smp_store_release(&b, 1);
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, 1);
do_something();
} else {
WRITE_ONCE(b, 2);
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, 1);
do_something();
} else {
WRITE_ONCE(b, 2);
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, 2);
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, 1);
do_something();
} else {
WRITE_ONCE(b, 2);
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, 1);
} else {
WRITE_ONCE(b, 2);
}
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
cmp r1,$0
cmov,ne r4,$1
cmov,eq r4,$2
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.
컨트롤 의존성에 의해 제공되는 이 순서규칙은 이를 포함하고 있는 CPU 에
지역적입니다. 더 많은 정보를 위해선 "Multicopy 원자성" 섹션을 참고하세요.
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 multicopy 원자성을 제공하지 -않습니다-. 모든 CPU 들이
특정 스토어를 동시에 보길 원한다면, smp_mb() 를 사용하세요.
(*) 컴파일러는 컨트롤 의존성을 이해하고 있지 않습니다. 따라서 컴파일러가
여러분의 코드를 망가뜨리지 않도록 하는건 여러분이 해야 하는 일입니다.
SMP 배리어 짝맞추기
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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 multicopy 원자성이 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(x, 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 +-------+ | |
: : +-------+
MULTICOPY 원자성
----------------
Multicopy 원자성은 실제의 컴퓨터 시스템에서 항상 제공되지는 않는, 순서 맞추기에
대한 상당히 직관적인 개념으로, 특정 스토어가 모든 CPU 들에게 동시에 보여지게
됨을, 달리 말하자면 모든 CPU 들이 모든 스토어들이 보여지는 순서를 동의하게 되는
것입니다. 하지만, 완전한 multicopy 원자성의 사용은 가치있는 하드웨어
최적화들을 무능하게 만들어버릴 수 있어서, 보다 완화된 형태의 ``다른 multicopy
원자성'' 라는 이름의, 특정 스토어가 모든 -다른- CPU 들에게는 동시에 보여지게
하는 보장을 대신 제공합니다. 이 문서의 뒷부분들은 이 완화된 형태에 대해 논하게
됩니다만, 단순히 ``multicopy 원자성'' 이라고 부르겠습니다.
다음의 예가 multicopy 원자성을 보입니다:
CPU 1 CPU 2 CPU 3
======================= ======================= =======================
{ X = 0, Y = 0 }
STORE X=1 r1=LOAD X (reads 1) LOAD Y (reads 1)
<범용 배리어> <읽기 배리어>
STORE Y=r1 LOAD X
CPU 2 의 Y 로의 스토어에 사용되는 X 로드의 결과가 1 이었고 CPU 3 의 Y 로드가
1을 리턴했다고 해봅시다. 이는 CPU 1 의 X 로의 스토어가 CPU 2 의 X 로부터의
로드를 앞서고 CPU 2 의 Y 로의 스토어가 CPU 3 의 Y 로부터의 로드를 앞섬을
의미합니다. 또한, 여기서의 메모리 배리어들은 CPU 2 가 자신의 로드를 자신의
스토어 전에 수행하고, CPU 3 가 Y 로부터의 로드를 X 로부터의 로드 전에 수행함을
보장합니다. 그럼 "CPU 3 의 X 로부터의 로드는 0 을 리턴할 수 있을까요?"
CPU 3 의 X 로드가 CPU 2 의 로드보다 뒤에 이루어졌으므로, CPU 3 의 X 로부터의
로드는 1 을 리턴한다고 예상하는게 당연합니다. 이런 예상은 multicopy
원자성으로부터 나옵니다: CPU B 에서 수행된 로드가 CPU A 의 같은 변수로부터의
로드를 뒤따른다면 (그리고 CPU A 가 자신이 읽은 값으로 먼저 해당 변수에 스토어
하지 않았다면) multicopy 원자성을 제공하는 시스템에서는, CPU B 의 로드가 CPU A
의 로드와 같은 값 또는 그 나중 값을 리턴해야만 합니다. 하지만, 리눅스 커널은
시스템들이 multicopy 원자성을 제공할 것을 요구하지 않습니다.
앞의 범용 메모리 배리어의 사용은 모든 multicopy 원자성의 부족을 보상해줍니다.
앞의 예에서, CPU 2 의 X 로부터의 로드가 1 을 리턴했고 CPU 3 의 Y 로부터의
로드가 1 을 리턴했다면, CPU 3 의 X 로부터의 로드는 1을 리턴해야만 합니다.
하지만, 의존성, 읽기 배리어, 쓰기 배리어는 항상 non-multicopy 원자성을 보상해
주지는 않습니다. 예를 들어, CPU 2 의 범용 배리어가 앞의 예에서 사라져서
아래처럼 데이터 의존성만 남게 되었다고 해봅시다:
CPU 1 CPU 2 CPU 3
======================= ======================= =======================
{ X = 0, Y = 0 }
STORE X=1 r1=LOAD X (reads 1) LOAD Y (reads 1)
<데이터 의존성> <읽기 배리어>
STORE Y=r1 LOAD X (reads 0)
이 변화는 non-multicopy 원자성이 만연하게 합니다: 이 예에서, CPU 2 의 X
로부터의 로드가 1을 리턴하고, CPU 3 의 Y 로부터의 로드가 1 을 리턴하는데, CPU 3
의 X 로부터의 로드가 0 을 리턴하는게 완전히 합법적입니다.
핵심은, CPU 2 의 데이터 의존성이 자신의 로드와 스토어를 순서짓지만, CPU 1 의
스토어에 대한 순서는 보장하지 않는다는 것입니다. 따라서, 이 예제가 CPU 1 과
CPU 2 가 스토어 버퍼나 한 수준의 캐시를 공유하는, multicopy 원자성을 제공하지
않는 시스템에서 수행된다면 CPU 2 는 CPU 1 의 쓰기에 이른 접근을 할 수도
있습니다. 따라서, 모든 CPU 들이 여러 접근들의 조합된 순서에 대해서 동의하게
하기 위해서는 범용 배리어가 필요합니다.
범용 배리어는 non-multicopy 원자성만 보상할 수 있는게 아니라, -모든- CPU 들이
-모든- 오퍼레이션들의 순서를 동일하게 인식하게 하는 추가적인 순서 보장을
만들어냅니다. 반대로, release-acquire 짝의 연결은 이런 추가적인 순서는
제공하지 않는데, 해당 연결에 들어있는 CPU 들만이 메모리 접근의 조합된 순서에
대해 동의할 것으로 보장됨을 의미합니다. 예를 들어, 존경스런 Herman Hollerith
의 코드를 C 코드로 변환하면:
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
연결에 참여되어 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 에 의해 제공되는 순서는 해당 연결에 동참한 CPU 들에만
적용되므로 cpu3() 에, 적어도 스토어들 외에는 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 모든 오퍼레이션들의 완전한 순서를 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_ONCE()
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_{t,bitops}.txt 문서를
참고하세요.
(*) 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;
/* 업데이트된 디스크립터의 디바이스에 공지 */
writel(DESC_NOTIFY, doorbell);
}
dma_rmb() 는 디스크립터로부터 데이터를 읽어오기 전에 디바이스가 소유권을
내려놓았을 것을 보장하고, dma_wmb() 는 디바이스가 자신이 소유권을 다시
가졌음을 보기 전에 디스크립터에 데이터가 쓰였을 것을 보장합니다. 참고로,
writel() 을 사용하면 캐시 일관성이 있는 메모리 (cache coherent memory)
쓰기가 MMIO 영역에의 쓰기 전에 완료되었을 것을 보장하므로 writel() 앞에
wmb() 를 실행할 필요가 없음을 알아두시기 바랍니다. writel() 보다 비용이
저렴한 writel_relaxed() 는 이런 보장을 제공하지 않으므로 여기선 사용되지
않아야 합니다.
writel_relaxed() 와 같은 완화된 I/O 접근자들에 대한 자세한 내용을 위해서는
"커널 I/O 배리어의 효과" 섹션을, 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.
(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 Documentation/driver-api/device-io.rst 를 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.
더 많은 내용을 위해선 Documentation/atomic_t.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/driver-api/device-io.rst 를 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 (v4.15 부터는 READ_ONCE() 매크로에 의해 무조건적으로
그렇게 됩니다). 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 했으며, 이는 Alpha 가 당시에
더 높은 CPU 클락 속도를 가질 수 있게 했습니다. 하지만, (다시 말하건대, v4.15
이후부터는) Alpha 아키텍쳐 전용 코드와 READ_ONCE() 매크로 내부에서를 제외하고는
smp_read_barrier_depends() 가 사용되지 않아야 함을 알아두시기 바랍니다.
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/core-api/cachetlb.rst 를
참고하세요.
캐시 일관성 VS MMIO
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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
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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 정의되었습니다만, v4.15
부터는 리눅스 커널이 READ_ONCE() 내에 smp_read_barrier_depends() 를 추가해서
Alpha 의 메모리 모델로의 영향력이 크게 줄어들긴 했습니다.
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.
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사용 예
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순환식 버퍼
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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/core-api/circular-buffers.rst
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참고 문헌
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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
ARM Architecture Reference Manual (ARMv8, for ARMv8-A architecture profile)
Chapter B2: The AArch64 Application Level Memory Model
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
Storage in the PowerPC (Stone and Fitzgerald)
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
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