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Message-Id: <1457622420-25591-6-git-send-email-sj38.park@gmail.com>
Date: Fri, 11 Mar 2016 00:07:00 +0900
From: SeongJae Park <sj38.park@...il.com>
To: paulmck@...ux.vnet.ibm.com
Cc: dhowells@...hat.com, corbet@....net, minchan@...nel.org,
linux-doc@...r.kernel.org, linux-kernel@...r.kernel.org,
SeongJae Park <sj38.park@...il.com>
Subject: [PATCH v2 5/5] Doc/memory-barriers: add Korean translation
This commit adds Korean version of memory-barriers.txt document. The
header is refered to HOWTO Korean version.
Signed-off-by: SeongJae Park <sj38.park@...il.com>
Acked-by: David Howells <dhowells@...hat.com>
---
Documentation/ko_KR/memory-barriers.txt | 3048 +++++++++++++++++++++++++++++++
1 file changed, 3048 insertions(+)
create mode 100644 Documentation/ko_KR/memory-barriers.txt
diff --git a/Documentation/ko_KR/memory-barriers.txt b/Documentation/ko_KR/memory-barriers.txt
new file mode 100644
index 0000000..38bfa55
--- /dev/null
+++ b/Documentation/ko_KR/memory-barriers.txt
@@ -0,0 +1,3048 @@
+NOTE:
+This is a version of Documentation/memory-barriers.txt translated into Korean.
+This document is maintained by SeongJae Park <sj38.park@...il.com>.
+If you find any difference between this document and the original file or
+a problem with the translation, please contact the maintainer of this file.
+
+Please also note that the purpose of this file is to be easier to
+read for non English (read: Korean) speakers and is not intended as
+a fork. So if you have any comments or updates for this file please
+try to update the original English file first.
+
+===================================
+이 문서는
+Documentation/memory-barriers.txt
+의 한글 번역입니다.
+
+역자： 박성재 <sj38.park@...il.com>
+===================================
+
+
+ =========================
+ 리눅스 커널 메모리 배리어
+ =========================
+
+저자: David Howells <dhowells@...hat.com>
+ Paul E. McKenney <paulmck@...ux.vnet.ibm.com>
+
+목차:
+
+ (*) 추상 메모리 액세스 모델.
+
+ - 디바이스 오퍼레이션.
+ - 보장사항들.
+
+ (*) 메모리 배리어들이란 무엇인가?
+
+ - 메모리 배리어의 종류들.
+ - 메모리 배리어들에 대해 가정해선 안될 것들.
+ - 데이터 의존성 배리어.
+ - 컨트롤 의존성.
+ - SMP 배리어 짝맞추기.
+ - 메모리 배리어 시퀀스의 예.
+ - 읽기 메모리 배리어 vs 로드 스페큘레이션.
+ - 타동성
+
+ (*) 명시적 커널 배리어들.
+
+ - 컴파일러 배리어.
+ - CPU 메모리 배리어.
+ - MMIO 쓰기 배리어.
+
+ (*) 암묵적 커널 메모리 배리어.
+
+ - Acquiring 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 최소한의 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 같은 추상화된 시스템 모델을 생각해 봅시다:
+
+ : :
+ : :
+ : :
+ +-------+ : +--------+ : +-------+
+ | | : | | : | |
+ | | : | | : | |
+ | CPU 1 |<----->| Memory |<----->| CPU 2 |
+ | | : | | : | |
+ | | : | | : | |
+ +-------+ : +--------+ : +-------+
+ ^ : ^ : ^
+ | : | : |
+ | : | : |
+ | : v : |
+ | : +--------+ : |
+ | : | | : |
+ | : | | : |
+ +---------->| Device |<----------+
+ : | | :
+ : | | :
+ : +--------+ :
+ : :
+
+각 CPU 는 메모리 액세스 오퍼레이션들을 생성해내는 프로그램을 실행합니다.
+추상화된 CPU 에서, 메모리 오퍼레이션 순서는 매우 완화되어 있고, CPU 는
+프로그램이 인과관계를 어기진 않고 관리된다고 보일 수만 있다면 메모리
+오퍼레이션들을 자신이 원하는 어떤 순서대로든 재배치해 실행할 것입니다.
+유사하게, 컴파일러 또한 프로그램의 정상적 동작을 망가뜨리지 않는 한도 내에서는
+자신이 원하는대로 어떤 순서로든 명령어들을 재배치 할 것입니다.
+
+따라서 위의 다어그램에서, 한 CPU가 수행하는 메모리 오퍼레이션의 효과는
+오퍼레이션이 CPU 와 시스템의 다른 부분들 사이의 인터페이스(점선) 를 지나갈 때
+시스템의 나머지 부분들에 전파됩니다.
+
+
+예를 들어, 다음의 일련의 이벤트들을 생각해봅시다:
+
+ CPU 1 CPU 2
+ =============== ===============
+ { A == 1; B == 2 }
+ A = 3; x = B;
+ B = 4; y = A;
+
+메모리 시스템에 보여지게 될 중간의 액세스들은 다음의 총 24개 서로 다른 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 서로 다른 결과값의 조합이 보일 수 있습니다:
+
+ x == 2, y == 1
+ x == 2, y == 3
+ x == 4, y == 1
+ x == 4, y == 3
+
+
+더욱이, 한 CPU 에 의해 메모리 시스템에 행해진 저장 동작들은 다른 CPU 의 읽기
+동작들에 저장이 행해진 순서와 다른 순서로 읽혀질 수 있습니다.
+
+
+예로, 이 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;
+
+여기엔 분명한 데이터 의존성이 존재합니다. D 로 읽혀지는 값은 CPU 2 에서 P
+로부터 읽혀진 주소값에 의존적입니다. 이벤트들이 완료되었을 때, 아래의 결과들이
+가능합니다:
+
+ (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 알아 두세요.
+
+
+디바이스 오퍼레이션
+-------------------
+
+일부 디바이스들은 그들의 제어 인터페이스를 메모리 위치의 집합으로 제공합니다만,
+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 읽으려면,
+다음의 코드가 사용될 수 있을 겁니다:
+
+ *A = 5;
+ x = *D;
+
+하지만 이건 다음의 두 조합 중 하나로 보여질 수 있을 겁니다:
+
+ STORE *A = 5, x = LOAD *D
+ x = LOAD *D, STORE *A = 5
+
+두번째 조합은 데이터를 읽어온 _후에_ 주소를 설정하므로, 잘못된 동작을 일으킬
+것입니다.
+
+
+보장사항들
+----------
+
+CPU 에게 기대할 수 있는 최소한의 보장사항들이 일부 있습니다:
+
+ (*) 어떤 CPU 든, 의존성이 존재하는 메모리 액세스들은 해당 CPU 자신에게
+ 있어서는 해당 순서 그대로 요청됩니다. 즉, 다음에 대해서는:
+
+ Q = READ_ONCE(P); smp_read_barrier_depends(); D = READ_ONCE(*Q);
+
+ CPU 는 다음과 같은 메모리 오퍼레이션들을 요청합니다:
+
+ Q = LOAD P, D = LOAD *Q
+
+ 그리고 그 순서는 항상 지켜집니다. 대부분의 시스템에서,
+ smp_read_barrier_depends() 는 아무일도 안합니다만, DEC Alpha 에서는
+ 필요합니다. 보통의 경우 당신은 smp_read_barrier_depends() 를 직접
+ 사용하는 대신 rcu_dereference() 같은 것들을 사용해야 할 겁니다.
+
+ (*) 특정 CPU 내에서 겹쳐서 행해지는 로드와 스토어 들은 그 CPU 안에서는 순서가
+ 맞춰진 것으로 나타납니다. 즉, 다음에 대해서:
+
+ a = READ_ONCE(*X); WRITE_ONCE(*X, b);
+
+ CPU 는 다음의 메모리 오퍼레이션 배열만을 메모리에 요청할 것입니다:
+
+ a = LOAD *X, STORE *X = b
+
+ 그리고 다음에 대해서는:
+
+ WRITE_ONCE(*X, c); d = READ_ONCE(*X);
+
+ CPU 는 오로지 다음의 명령만을 냅니다:
+
+ STORE *X = c, d = LOAD *X
+
+ (로드와 스토어는 같은 메모리 영역을 타겟으로 할 때에 겹쳐집니다).
+
+그리고 _반드시_ 또는 _절대로_ 가정하거나 하지 말아야 하는 것들이 있습니다:
+
+ (*) 컴파일러가 READ_ONCE() 나 WRITE_ONCE() 로 보호되지 않은 메모리 참조에 대해
+ 당신이 원하는 대로 할 것이라는 가정은 _절대로_ 해선 안됩니다. 그것들이
+ 없다면, 컴파일러는 컴파일러 배리어 섹션에서 다루게 될, 모든 "창조적인"
+ 변경들을 만들 권한을 가지게 됩니다.
+
+ (*) 개별적인 로드와 스토어들이 주어진 순서대로 요청될 것이라는 가정은 _절대로_
+ 하지 말아야 합니다. 이 말은 즉:
+
+ X = *A; Y = *B; *D = Z;
+
+ 는 다음의 순서들 중 어느 것이든 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 병합되거나 버려질 수 있음을 _반드시_ 가정해야
+ 합니다. 다음의 코드는:
+
+ X = *A; Y = *(A + 4);
+
+ 다음의 인스트럭션 흐름 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 가능합니다:
+
+ STORE *A = X; STORE *(A + 4) = Y;
+ STORE *(A + 4) = Y; STORE *A = X;
+ STORE {*A, *(A + 4) } = {X, Y};
+
+그리고 안티-보장사항들이 있습니다:
+
+ (*) 이 보장사항들은 bitfields 에는 적용되지 않는데, 컴파일러들은 이것들을
+ 원자성 없는 read-modify-write 배열로 바꾸는 코드를 생성하기 때문입니다.
+ 병렬 알고리즘의 동기화에 bitfields 를 사용하려 하지 마십시오.
+
+ (*) bitfields 가 여러 락으로 보호되는 경우라 하더라도, 주어진 bitfield 의 모든
+ 필드들은 하나의 락으로 보호되어야 합니다. 만약 한 bitfield 의 두 필드가
+ 서로 다른 락으로 보호된다면, 컴파일러의 원자성 없는 read-modify-write
+ 배열들은 한 필드에의 업데이트가 근처의 필드에도 영향을 끼칠 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 자연적인 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 이전의 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 배리어들이란 무엇인가?
+=============================
+
+앞에서 봤듯이, 개별적 메모리 오퍼레이션들은 실제로는 무작위적 순서로 수행될 수
+있습니다만, 이것은 CPU 와 CPU 간 상호작용과 I/O 에 문제가 될 수 있습니다.
+따라서 컴파일러와 CPU 가 바꾸는 순서에 개입할 수 있는 어떤 방법이 필요합니다.
+
+메모리 배리어들이 그런 개입방법입니다. 메모리 배리어들은 배리어를 사이에 둔
+양측의 메모리 오퍼레이션들 간에 부분적 순서가 존재하는 효과를 줍니다.
+
+시스템의 CPU 들과 다른 디바이스들이 성능을 올리기 위해 재배치, 유예 그리고
+메모리 오퍼레이션들의 조합; 투기적 로드; 투기적 브랜치 예측 그리고 다양한 캐싱
+등의 다양한 트릭을 사용할 수 있기 때문에 이런 강제력은 중요합니다. 메모리
+배리어들은 이런 트릭들을 무효로 하거나 억제하기 위해 사용되어져서 코드가 여러
+CPU 와/또는 디바이스들 간의 상호작용을 제정신으로 다룰 수 있게 해줍니다.
+
+
+메모리 배리어의 종류들
+----------------------
+
+메모리 배리어들은 네개의 기본 종류로 분류됩니다:
+
+ (1) 쓰기 (또는 스토어) 메모리 배리어들.
+
+ 쓰기 메모리 배리어는 시스템의 다른 컴포넌트들에 해당 배리어 앞에 명시된
+ 모든 STORE 오퍼레이션들이 해당 배리어 뒤에 명시된 모든 STORE
+ 오퍼레이션들보다 먼저 수행된 것과 같이 보일 것을 보장합니다.
+
+ 쓰기 배리어는 스토어 오퍼레이션들만에 대한 부분적 순서 세우기입니다; 로드
+ 오퍼레이션들에 대해서는 어떤 영향도 끼치지 않습니다.
+
+ CPU 는 시간의 흐름에 따라 메모리 시스템에 일련의 스토어 오퍼레이션들을
+ 하나씩 집어넣습니다. 모든 쓰기 배리어 이전의 스토어 오퍼레이션들은 그
+ 쓰기 배리어 뒤의 모든 스토어 오퍼레이션들보다 _전에_ 그 순서대로 행해질
+ 것입니다.
+
+ [!] 쓰기 배리어들은 읽기 또는 데이터 의존성 배리어와 함께 짝을 맞춰
+ 사용되어져야만 함을 알아두세요; "SMP 배리어 짝맞추기" 서브섹션을
+ 참고하세요.
+
+
+ (2) 데이터 의존성 배리어.
+
+ 데이터 의존성 배리어는 읽기 배리어의 보다 약한 형태입니다. 두개의 로드
+ 오퍼레이션이 있고 두번째 것이 첫번째 것의 결과에 의존하고 있을 때(예:
+ 첫번째 로드는 두번째 로드가 참조할 주소를 읽는 경우), 두번째 로드가 읽어올
+ 데이터는 첫번째 로드에 의해 그 주소가 얻어지기 전에 업데이트 되어 있음을
+ 분명히 하기 위해 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 언급했듯, 시스템의 다른 CPU 들은 해당 CPU 가 어떤 변수의 값을
+ 원하면 인식할 수 있는 메모리 시스템에 일련의 스토어 오퍼레이션들을
+ 집어넣고 있는 것으로 볼 수 있습니다.
+ 특정 변수에 관심을 두고 있는 CPU 가 요청하는 데이터 의존성 배리어는 그
+ 앞의 어떤 로드 오퍼레이션도 그 로드가 다른 CPU가 요청한 스토어
+ 오퍼레이션들과 겹치는 영역을 향한다면, 배리어가 완료되는 시점에서는 그
+ 전에 로드와 겹쳤던 모든 스토어 오퍼레이션들이 완료되어 있음을 보장해
+ 데이터 의존성 배리어 이후의 로드 오퍼레이션들은 그 스토어 오퍼레이션의
+ 결과를 볼 수 있게 보장합니다.
+
+ 이 순서 세우기 제약에 대한 다이어그램을 위해선 "메모리 배리어 배열의 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 완전한 리드 배리어나 그보다 강한 무엇이
+ 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 배리어들.
+
+ 읽기 배리어는 데이터 디펜던시의 기능에 추가로 배리어 이전에 명시된 모든
+ LOAD 오퍼레이션들이 배리어 이후에 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 배리어들은 데이터 의존성 배리어를 내장하므로 데이터 의존성
+ 배리어들을 대신할 수 있습니다.
+
+ [!] 읽기 배리어들은 보통 쓰기 배리어들과 짝을 맞춰 사용되어야 합니다; "SMP
+ 배리어 짝맞추기" 서브섹션을 참고하세요.
+
+
+ (4) 범용 메모리 배리어들.
+
+ 범용 메모리 배리어는 시스템의 나머지 컴포넌트들에 배리어보다 앞서 명시된
+ 모든 LOAD 와 STORE 오퍼레이션들이 배리어 이후에 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, 각 배리어 모두를 대신할 수 있습니다.
+
+
+그리고 약간의 묵시적인 변형들:
+
+ (5) ACQUIRE 오퍼레이션들.
+
+ 이 오퍼레이션들은 단방향의 투과성 배리어처럼 동작합니다. ACQUIRE
+ 오퍼레이션 이후의 모든 메모리 오퍼레이션들은 ACQUIRE 오퍼레이션 이후에
+ 일어난 것으로 시스템의 나머지 컴포넌트들에 보이게 될 것이 보장됩니다.
+ LOCK 오퍼레이션과 smp_load_acquire() 오퍼레이션도 ACQUIRE 오퍼레이션의
+ 일종입니다.
+
+ ACQUIRE 오퍼레이션 이전에 일어난 메모리 오퍼레이션들은 ACQUIRE 오퍼레이션
+ 완료 이후에 일어난 것처럼 보일 수도 있습니다.
+
+ ACQUIRE 오퍼레이션은 거의 항상 RELEASE 오퍼레이션과 짝을 지어 사용되어야
+ 합니다.
+
+
+ (6) RELEASE 오퍼레이션들.
+
+ 이것들도 단방향 투과성 배리어처럼 동작합니다. RELEASE 오퍼레이션 이전의
+ 모든 메모리 오퍼레이션들은 RELEASE 오퍼레이션 이전에 완료된 것처럼
+ 시스템의 다른 컴포넌트들에 보여질 것이 보장됩니다. UNLOCK 오퍼레이션들과
+ smp_store_release() 오퍼레이션들도 RELEASE 오퍼레이션의 일종입니다.
+
+ RELEASE 오퍼레이션 이후에 일어난 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 전체 메모리 배리어처럼 동작할
+ 것을 보장하지 -않습니다-. 하지만, 어떤 변수에 ACQUIRE 오퍼레이션을 한
+ 이후에는 같은 변수에 대해 RELEASE 앞에서 수행된 메모리 액세스는 보여질
+ 것이 보장됩니다. 달리 말하자면, 주어진 변수의 크리티컬 섹션에서는, 해당
+ 변수에 대한 모든 이전 크리티컬 섹션에서의 액세스들이 완료되었을 것을
+ 보장합니다.
+
+ 즉, ACQUIRE 는 최소한의 "취득" 동작처럼, 그리고 RELEASE 는 최소한의 "공개"
+ 처럼 동작한다는 의미입니다.
+
+
+메모리 배리어들은 두 CPU 간, 또는 CPU 와 디바이스 간에 상호작용의 가능성이 있을
+때에만 필요합니다. 만약 어떤 코드에 그런 상호작용이 없을 것임이 보장된다면,
+해당 코드에서는 메모리 배리어를 사용할 필요가 없습니다.
+
+
+이것들은 _최소한의_ 보장사항들임을 알아두세요. 다른 아키텍쳐에서는 더 강력한
+보장사항들을 제공할 수도 있습니다, 하지만 그런 보장사항들은 아키텍쳐와 무관한
+코드에서는 성립하지 _않을수도_ 있습니다.
+
+
+메모리 배리어들에 대해 가정해선 안될 것들
+-----------------------------------------
+
+리눅스 커널 메모리 배리어들이 보장하지 않는 것들이 일부 있습니다:
+
+ (*) 메모리 배리어 이전에 명시된 어떤 메모리 액세스도 메모리 배리어 명령의 수행
+ 완료 시점까지 _완료_ 될 것이란 보장은 없습니다; 배리어가 하는 일은 CPU 의
+ 액세스 큐에 일부 해당되는 타입의 액세스들은 넘을 수 없는 선을 긋는 것으로
+ 이해할 수 있습니다.
+
+ (*) 한 CPU 에서 메모리 배리어를 요청하는 것은 시스템의 다른 CPU 나 하드웨어에
+ 어떤 직접적인 영향을 끼친다는 보장은 존재하지 않습니다. 간접적인 영향은
+ 두번째 CPU 가 바라보는 첫번째 CPU 의 액세스들의 순서에 가해집니다, 하지만
+ 다음을 보세요:
+
+ (*) 한 CPU 가 두번째 CPU 의 메모리 액세스들의 결과로 일어난 효과를 옳은
+ 순서대로 본다는 보장은 없습니다, _설령_ 두번째 CPU 가 메모리 배리어를
+ 사용한다 해도, 첫번째 CPU _또한_ 그에 맞는 메모리 배리어를 사용하지
+ 않는다면 말이죠 ("SMP 배리어 짝맞추기" 서브섹션을 참고하세요).
+
+ (*) CPU 바깥의 하드웨어[*] 중 일부가 메모리 액세스들의 순서를 바꾸지 않는다는
+ 보장은 없습니다. CPU 캐시 일관성 메커니즘은 메모리 배리어의 간접적 영향을
+ CPU들 사이에 전파하긴 하지만, 순서대로 전파하지는 않을 수도 있습니다.
+
+ [*] 버스 마스터링 DMA 와 일관성에 대해서는 다음을 참고하시기 바랍니다:
+
+ Documentation/PCI/pci.txt
+ Documentation/DMA-API-HOWTO.txt
+ Documentation/DMA-API.txt
+
+
+데이터 의존성 배리어
+--------------------
+
+데이터 의존성 배리어의 사용이 필요한 영역은 약간 미묘하고 항상 그 필요가
+분명하지도 않습니다. 설명을 위해 다음의 이벤트 시퀀스를 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 존재하고, 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 의 P 인식은 자신의 B 인식 이전에 되었을 수도 있고, 따라서 다음의
+상황이 가능합니다:
+
+ (Q == &B) and (D == 2) ????
+
+이게 일관성이나 인과 관계 유지에 실패한 것처럼 보일 수도 있겠지만, 그렇지
+않습니다, 그리고 이 현상은 (DEC Alpha 와 같은) 여러 실제 CPU 에서 발견될 수
+있습니다.
+
+이걸 제대로 해결하기 위해, 데이터 의존성 배리어나 그보다 나은 것이 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;
+
+이것이 앞의 가정된 경우 두가지 중 하나만이 발생하고, 세번째 경우는 발생할 수
+없도록 합니다.
+
+의존적 쓰기에 대해서도 데이터 의존성 배리어가 만들어져야 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>
+ *Q = 5;
+
+이 데이터 의존성 배리어는 Q 로의 읽기가 *Q 로의 스토어와 순서를 맞추게
+해줍니다. 이는 다음과 같은 결과를 막습니다:
+
+ (Q == B) && (B == 4)
+
+이런 패턴은 흔치 않음을 알아 두시기 바랍니다. 무엇보다, 의존성 순서 세우기의
+요점은 데이터 구조로의 쓰기를 -방지-하는 것입니다, 그런 쓰기와 연관되는 값비싼
+캐시 미스들과 함께요. 이 패턴은 흔치 않은 에러 조건을 기록하고 그런 기록이
+사라지는 것을 막는데 사용될 수 있습니다.
+
+
+[!] 대단히 비직관적인 이 상황은 분리된 캐시를 가진 기계들, 예를 들어 한 캐시
+뱅크가 짝수번 캐시 라인을 처리하고 다른 뱅크는 홀수번 캐시 라인을 처리하는 경우
+등에서 가장 잘 발생합니다. 포인터 P 는 홀수 번호의 캐시 라인에 있고, 변수 B 는
+짝수 번호 캐시 라인에 있다고 생각해 봅시다. 그리고서, 읽기 작업을 하는 CPU 의
+짝수번 뱅크가 매우 바쁜 사이 홀수번 뱅크는 놀고 있었다면, 포인터 P 는 새 값
+(&B) 을, 그리고 변수 B 는 옛날 값 (2) 을 가지고 있는 걸 볼수도 있습니다.
+
+
+데이터 의존성 배리어는 한 예로, RCU 시스템에서 매우 중요합니다.
+include/linux/rcupdate.h 의 rcu_assign_pointer() 와 rcu_dereference() 를
+참고하세요. 이건 RCU 된 포인터의 현재 타겟이 새로 수정된 타겟으로 바꾸는
+작업에서 새로 수정된 타겟이 초기화가 안된채로 바꿔쳐진 것으로 보이는 문제가
+없게 해줍니다.
+
+더 많은 예를 위해선 "캐시 일관성" 서브섹션을 참고하세요.
+
+
+컨트롤 의존성
+-------------
+
+로드-로드 컨트롤 의존성은 제대로 동작하기 위해 단순히 데이터 의존성 배리어를
+치는 것만으로는 안되고, 전체 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);
+ }
+
+실제 데이터 의존성이 아니라 CPU 가 분기 조건의 결과를 예상해서 실행 속도를 더
+빠르게 만들 수도 있는 컨트롤 의존성이 존재하기 때문에, 이 코드는 원하던 대로
+동작하지 않고, 다른 CPU 가 b 로부터의 로드 오퍼레이션이 a 의 로드
+오퍼레이션보다 먼저 발생한 걸로 볼 수도 있게 합니다. 여기에 정말로 필요했던
+건:
+
+ q = READ_ONCE(a);
+ if (q) {
+ <읽기 배리어>
+ p = READ_ONCE(b);
+ }
+
+하지만, 스토어 오퍼레이션은 추측되지 않습니다. 즉, 다음 예에서와 같이
+로드-스토어 컨트롤 의존성이 존재하는 경우에는 순서가 제공-된다-는 의미입니다.
+
+ q = READ_ONCE(a);
+ if (q) {
+ WRITE_ONCE(b, p);
+ }
+
+컨트롤 의존성들은 보통 다른 타입의 배리어들과 엮입니다. 그렇다곤 하나,
+READ_ONCE() 는 선택 가능한게 아님을 반드시 기억해 두세요! READ_ONCE() 없이는,
+컴파일러가 매우 비직관적인 결과를 초래하는 순서로 'a' 로부터의 로드를 다른 'a'
+로부터의 로드와, 'b' 로의 스토어를 다른 'b' 로의 스토어와 조합해 버릴 수
+있습니다.
+
+이걸로 끝이 아닌게, 컴파일러가 변수 'a' 의 값이 항상 0이 아니라고 증명할 수
+있다면, 앞의 예에서 "if" 문을 없애서 다음과 같이 최적화 할 수도 있습니다:
+
+ q = a;
+ b = p; /* BUG: Compiler and CPU can both reorder!!! */
+
+그러니 READ_ONCE() 를 반드시 사용하세요.
+
+다음과 같이 "if" 문의 각 브랜치에 동일한 스토어에 대해 순서를 강제하고 싶은
+경우가 있을 수 있습니다:
+
+ q = READ_ONCE(a);
+ if (q) {
+ barrier();
+ WRITE_ONCE(b, p);
+ do_something();
+ } else {
+ barrier();
+ WRITE_ONCE(b, p);
+ do_something_else();
+ }
+
+안타깝지만, 현재의 컴파일러들은 높은 최적화 레벨에서는 이걸 다음과 같이
+바꿔버립니다:
+
+ q = READ_ONCE(a);
+ barrier();
+ WRITE_ONCE(b, p); /* BUG: No ordering vs. load from a!!! */
+ if (q) {
+ /* WRITE_ONCE(b, p); -- moved up, BUG!!! */
+ do_something();
+ } else {
+ /* WRITE_ONCE(b, p); -- moved up, BUG!!! */
+ do_something_else();
+ }
+
+이제 'a' 에서의 로드와 'b' 로의 스토어 사이에는 조건적 관계가 없기 때문에 CPU
+는 이들의 순서를 바꿀 수 있게 됩니다: 조건적 관계는 반드시 필요합니다, 그리고
+모든 컴파일러 최적화가 이루어지고 난 후의 어셈블리 코드에서도 존재해야 합니다.
+따라서, 이 예에서 순서를 지키기 위해서는 smp_store_release() 와 같은 명시적
+메모리 배리어가 필요합니다:
+
+ q = READ_ONCE(a);
+ if (q) {
+ smp_store_release(&b, p);
+ do_something();
+ } else {
+ smp_store_release(&b, p);
+ do_something_else();
+ }
+
+반대로, 명시적 메모리 배리어가 없다면, 이런 경우의 순서는 스토어 오퍼레이션들이
+서로 다를 때에만, 예를 들어 다음과 같은 경우에 보장됩니다:
+
+ q = READ_ONCE(a);
+ if (q) {
+ WRITE_ONCE(b, p);
+ do_something();
+ } else {
+ WRITE_ONCE(b, r);
+ do_something_else();
+ }
+
+처음의 READ_ONCE() 는 컴파일러가 'a' 의 값을 증명해내는 것을 막기 위해 여전히
+필요합니다.
+
+또한, 로컬 변수 'q' 를 가지고 하는 것에 대해 조심해야 합니다, 그러지 않으면
+컴파일러는 그 값을 추측하고 또다시 필요한 조건관계를 없애버릴 수 있습니다.
+예를 들면:
+
+ q = READ_ONCE(a);
+ if (q % MAX) {
+ WRITE_ONCE(b, p);
+ do_something();
+ } else {
+ WRITE_ONCE(b, r);
+ do_something_else();
+ }
+
+만약 MAX 가 1 로 정의된 상수라면, 컴파일러는 (q % MAX) 는 0이란 것을 알아채고,
+위의 코드를 아래와 같이 바꿔버릴 수 있습니다:
+
+ q = READ_ONCE(a);
+ WRITE_ONCE(b, p);
+ do_something_else();
+
+이렇게 되면, CPU 는 변수 'a' 로부터의 로드와 변수 'b' 로의 스토어 사이의 순서를
+지켜줄 필요가 없어집니다. barrier() 를 추가하고 싶겠지만, 그건 도움이
+안됩니다. 조건 관계는 사라졌고, 배리어는 그걸 되돌리지 못합니다. 따라서, 이
+순서를 지켜야 한다면, MAX 가 1 보다 크다는 것을, 대략 다음과 같이 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, 컴파일러는 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 조건은 거짓일 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 수정할 수 없다는 것을 분명히 해야 할 필요가 있다는
+점을 강조합니다. 조금 일반적으로 말해서, READ_ONCE() 가 컴파일러에게 주어진
+로드 오퍼레이션에 대해 코드를 만들도록 강제하긴 하지만, 컴파일러가 그 결과를
+사용하도록 강제하지는 않습니다.
+
+마지막으로, 컨트롤 의존성은 타동성을 제공하지 -않습니다-. 이건 x 와 y 가 둘 다
+0 이라는 초기값을 가졌다는 가정 하의 두개의 예제로 보이겠습니다:
+
+ CPU 0 CPU 1
+ ======================= =======================
+ r1 = READ_ONCE(x); r2 = READ_ONCE(y);
+ if (r1 > 0) if (r2 > 0)
+ WRITE_ONCE(y, 1); WRITE_ONCE(x, 1);
+
+ assert(!(r1 == 1 && r2 == 1));
+
+이 두 CPU 예제에서는 assert() 의 조건은 결코 참일 수 없을 것입니다. 하지만,
+만약 컨트롤 의존성이 타동성을 (실제로는 그러지 않지만) 보장한다면, 다음의 CPU
+가 추가되면 관련된 조건을 보장할 겁니다:
+
+ CPU 2
+ =====================
+ WRITE_ONCE(x, 2);
+
+ assert(!(r1 == 2 && r2 == 1 && x == 2)); /* FAILS!!! */
+
+하지만 컨트롤 의존성은 타동성을 제공하지 -않기- 때문에, 세개의 CPU 예제가 실행
+완료된 후에 assert() 의 조건은 거짓일 겁니다. 세개의 CPU 예제가 순서를 지키길
+원한다면, CPU 0 와 CPU 1 코드의 로드와 스토어 사이, "if" 문 바로 다음에
+smp_mb()를 넣어야 합니다. 더 나아가서, 최초의 두 CPU 예제는 매우 취약하고
+쓰이지 않아야만 합니다.
+
+이 두개의 예제는 다음 논문에 나온 LB 와 WWC 리트머스 테스트들입니다:
+http://www.cl.cam.ac.uk/users/pes20/ppc-supplemental/test6.pdf 와 이 사이트:
+https://www.cl.cam.ac.uk/~pes20/ppcmem/index.html.
+
+요약하자면:
+
+ (*) 컨트롤 의존성은 앞의 로드들을 뒤의 스토어들에 대해 순서를 잡아줍니다.
+ 하지만, 그 외의 어떤 순서도 보장하지 -않습니다-: 앞의 로드와 뒤의 로드들
+ 사이에도, 앞의 스토어와 뒤의 어떤 것들 사이에도요. 이런 다른 형태의
+ 순서가 필요하다면, smp_rmb() 나 smp_wmb(), 또는 앞의 스토어들과 뒤의
+ 로드들 사이라면, smp_mb() 를 사용해야 할 겁니다.
+
+ (*) "if" 문의 양 브랜치가 같은 변수에의 동일한 스토어들로 시작한다면, 그
+ 스토어들은 각 스토어 앞에 smp_mb() 를 넣거나 smp_store_release() 를
+ 사용해서 스토어를 하는 식으로 순서를 맞춰줘야 합니다. 컴파일러 최적화는
+ 이 경우에 barrier() 를 무시할 수도 있기 때문에 "if" 문의 양 브랜치의
+ 시작지점에 barrier() 를 넣는 것만으로는 충분하지 않음을 알아 두시기
+ 바랍니다.
+
+ (*) 컨트롤 의존성은 앞의 로드와 뒤의 스토어 사이에 최소 한번의 런타임
+ 조건관계를 필요로 하며, 이 조건관계는 앞의 로드와 관계되어야 합니다.
+ 만약 컴파일러가 조건 관계를 최적화로 없앨 수 있다면, 순서도 최적화
+ 해버렸을 겁니다. READ_ONCE() 와 WRITE_ONCE() 가 주어진 조건 관계를
+ 유지하는데 도움이 될 수 있으니 잘 사용해야 합니다.
+
+ (*) 컨트롤 의존성을 위해선 컴파일러가 조건관계를 없애버리는 것을 막아야
+ 합니다. 컨트롤 의존성이 사라지지 않게 하는데 주의 깊은 READ_ONCE() 나
+ atomic{,64}_read() 가 도움을 줄 수 있습니다. 더 많은 정보를 위해선
+ "컴파일러 배리어" 섹션을 참고하시기 바랍니다.
+
+ (*) 컨트롤 의존성은 보통 다른 타입의 배리어들과 엮입니다.
+
+ (*) 컨트롤 의존성은 타동성을 제공하지 -않습니다-. 타동성이 필요하다면,
+ smp_mb() 를 사용하세요.
+
+
+SMP 배리어 짝맞추기
+--------------------
+
+CPU 간 상호작용을 할 때에는 일부 타입의 메모리 배리어는 항상 짝을 맞춰
+사용되어야만 합니다. 적절하게 짝을 맞추지 못하면 거의 항상 에러를 유발합니다.
+
+범용 배리어들은 타동성이 없을지라도 대부분의 다른 타입의 배리어들과도 짝을
+맞추지만, 범용 배리어끼리 짝을 맞춥니다. ACQUIRE 배리어는 RELEASE 배리어와
+짝을 맞춥니다만, 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 맞춥니다:
+
+ 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)) {
+ <implicit control dependency>
+ WRITE_ONCE(y, 1);
+ }
+
+ assert(r1 == 0 || r2 == 0);
+
+기본적으로, 읽기 배리어는 "더 약한" 타입일 순 있어도 항상 존재해야 합니다.
+
+[!] 쓰기 배리어 이전의 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 배리어들은 스토어 오퍼레이션들의 부분적 순서 세우기로 동작합니다.
+아래의 일련의 이벤트들을 보세요:
+
+ CPU 1
+ =======================
+ STORE A = 1
+ STORE B = 2
+ STORE C = 3
+ <쓰기 배리어>
+ STORE D = 4
+ STORE E = 5
+
+이 일련의 이벤트들은 일관적 메모리 시스템에 시스템의 나머지 요소들이
+원소들끼리는 순서 없는, 집합 { STORE A, STORE B, STORE C } 가 역시
+원소자들끼리의 순서 없는, 집합 { STORE D, STORE E } 보드 먼저 일어난 것으로
+보이도록 전달됩니다:
+
+ +-------+ : :
+ | | +------+
+ | |------>| C=3 | } /\
+ | | : +------+ }----- \ -----> 시스템의 나머지 요소에
+ | | : | A=1 | } \/ 보여지는 이벤트들
+ | | : +------+ }
+ | CPU 1 | : | B=2 | }
+ | | +------+ }
+ | | wwwwwwwwwwwwwwww } <--- 여기서 쓰기 배리어가 배리어 앞의
+ | | +------+ } 모든 스토어가 이후의 스토어가
+ | | : | E=5 | } 나오기 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 (!) | +-------+ | |
+ | : : | |
+ | +-------+ | |
+ 로드된 X 의 값은 ---> \ | X->9 |------>| |
+ B 의 정상적 값을 \ +-------+ | |
+ 예측하게 해야 한다 ----->| B->2 | +-------+
+ +-------+
+ : :
+
+
+앞의 예에서, CPU 2 는 (B 의 값이 될) *C 의 값 읽기가 C 의 LOAD 뒤어 이어짐에도
+B 가 7 이라는 결과를 얻습니다.
+
+하지만, 만약 데이터 의존성 배리어가 C 의 로드와 *C (즉, B) 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 의 스토어 앞의 ---> \ ddddddddddddddddd | |
+ 모든 이벤트 결과가 \ +-------+ | |
+ 뒤의 로드에게 ----->| B->2 |------>| |
+ 보이게 강제한다 +-------+ | |
+ : : +-------+
+
+
+세번째, 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 의 스토어 이전의 \ +-------+ | |
+ 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 이후에 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 의 스토어 이전의 \ +-------+ | |
+ 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 의 결과를 보게 될 것입니다.
+
+
+읽기 메모리 배리어 VS 로드 스페큘레이션
+---------------------------------------
+
+많은 CPU들이 로드를 추측적으로 합니다: 메모리에서 어떤 데이터를 로드해야 하게
+될지 추측을 하고, 실제로 해당 데이터를 로드하는 인스트럭션을 아직 만나지
+않았더라도 다른 로드 작업이 없어 버스가 사용되고 있지 않을 때, 그 데이터를
+로드합니다. 이로 인해 실제 로드 인스트럭션은 CPU 가 이미 그 값을 가지고 있기
+때문에 즉시 완료됩니다.
+
+해당 CPU 는 실제로는 그 값이 필요치 않았다는 사실이 나올 수도 있는데 - 해당
+로드 인스트럭션이 가 브랜치로 우회되거나 했을 수 있겠죠 - , 이 때에는 그 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 +-------+ ~ | |
+ 예측한다 : : ~ | |
+ : :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 얻어지는 값은 사용된 배리어의 타입에 따라서 해당 값이 옳은지
+검토하됩니다. 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 +-------+ | |
+ : : +-------+
+
+
+타동성
+------
+
+타동성(transitivity)은 실제 컴퓨터 시스템에서 항상 제공되지는 않는, 순서
+맞추기에 대한 상당히 직관적인 개념입니다. 다음의 예는
+타동성을 보여줍니다:
+
+ CPU 1 CPU 2 CPU 3
+ ======================= ======================= =======================
+ { X = 0, Y = 0 }
+ STORE X=1 LOAD X STORE Y=1
+ <범용 배리어> <범용 배리어>
+ LOAD Y LOAD X
+
+CPU 2 의 X 로드가 1을 리턴했고 Y 로드가 0을 리턴했다고 해봅시다. 이는 CPU 2 의
+X 로드는 CPU 1 의 X 스토어 뒤에 이루어졌고 CPU 2 의 Y 로드는 CPU 3 의 Y 스토어
+전에 이루어졌음을 의미합니다. 그럼 "CPU 3 의 X 로드는 0을 리턴할 수 있나요?"
+
+CPU 2 의 X 로드는 CPU 1 의 스토어 이후에 이루어졌으니, CPU 3 의 X 로드는 1을
+리턴하는게 자연스럽습니다. 이런 생각이 타동성의 한 예입니다: CPU A 에서 실행된
+로드가 CPU B 에서의 같은 변수에 대한 로드를 뒤따른다면, CPU A 의 로드는 CPU B
+의 로드가 내놓은 값과 같거나 그 이후의 값을 내놓아야 내놓아야 합니다.
+
+리눅스 커널에서 범용 배리어의 사용은 타동성을 보장해 줍니다. 따라서, 앞의
+예에서 CPU 2 의 X 로드가 1을, Y 로드는 0을 리턴했다면, CPU 3 의 X 로드는 반드시
+1을 리턴합니다.
+
+하지만, 읽기나 쓰기 배리어에 대해서는 타동성이 보장되지 -않습니다-. 예를 들어,
+앞의 예에서 CPU 2 의 범용 배리어가 아래처럼 읽기 배리어로 바뀐 경우를 생각해
+봅시다:
+
+ CPU 1 CPU 2 CPU 3
+ ======================= ======================= =======================
+ { X = 0, Y = 0 }
+ STORE X=1 LOAD X STORE Y=1
+ <읽기 배리어> <범용 배리어>
+ LOAD Y LOAD X
+
+이 코드는 타동성을 지키지 않습니다: 이 예에서는, CPU 2 의 X 로드가 1을
+리턴하고, Y 로드는 0을 리턴하지만 CPU 3 의 X 로드가 0을 리턴하는 것도 완전히
+합법적입니다.
+
+CPU 2 의 읽기 배리어가 자신의 읽기는 순서를 맞춰줘도, CPU 1 의 스토어를
+맞춰준다고는 보장할 수 없다는게 핵심입니다. 따라서, 이 예제가 CPU 1 과 CPU 2
+가 버퍼나 캐시를 공유하는 시스템에서 동작한다면, CPU 2 는 CPU 1 이 쓴 값에 좀
+빨리 접근할 수 있을 것입니다. 따라서 CPU 1 과 CPU 2 의 접근으로 조합된 순서를
+모든 CPU 가 동의할 수 있도록 하기 위해 범용 배리어가 필요합니다.
+
+범용 배리어는 "글로벌 타동성"을 제공해서, 모든 CPU 들이 오퍼레이션들의 순서에
+동의하게 할 것입니다. 반면, release-acquire 조합은 단지 "로컬 타동성" 만을
+제공해서, 해당 조합이 사용된 CPU 들만이 해당 액세스들의 조합된 순서에 동의함이
+보장됩니다. 예를 들어, 존경스런 Herman Hollerith 의 C 코드로 보면:
+
+ int u, v, x, y, z;
+
+ void cpu0(void)
+ {
+ r0 = smp_load_acquire(&x);
+ WRITE_ONCE(u, 1);
+ smp_store_release(&y, 1);
+ }
+
+ void cpu1(void)
+ {
+ r1 = smp_load_acquire(&y);
+ r4 = READ_ONCE(v);
+ r5 = READ_ONCE(u);
+ smp_store_release(&z, 1);
+ }
+
+ void cpu2(void)
+ {
+ r2 = smp_load_acquire(&z);
+ smp_store_release(&x, 1);
+ }
+
+ void cpu3(void)
+ {
+ WRITE_ONCE(v, 1);
+ smp_mb();
+ r3 = READ_ONCE(u);
+ }
+
+cpu0(), cpu1(), 그리고 cpu2() 는 smp_store_release()/smp_load_acquire() 쌍의
+연결을 통한 로컬 타동성에 동참하고 있으므로, 다음과 같은 결과는 나오지 않을
+겁니다:
+
+ r0 == 1 && r1 == 1 && r2 == 1
+
+나아가서, cpu0() 와 cpu1() 사이의 release-acquire 관계는 cpu0() 의 쓰기를
+봐야만 하므로, 다음과 같은 결과도 나오지 않을 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() 가 각자의 읽기와 쓰기를 순서대로 보게 되지만,
+release-acquire 체인에 관여되지 않은 CPU 들은 그 순서에 이견을 가질 수도
+있습니다. 이런 이견은 smp_load_acquire() 와 smp_store_release() 를 구현하는데
+사용되는 완화된 메모리 배리어 인스트럭션들은 이전의 스토어들을 이후의 로드들에
+항상 앞세울 필요는 없다는 사실에서 기인합니다. 이 말은 cpu3() 는 cpu0() 의 u
+에의 스토어를 cpu1() 의 v 로부터의 로드 이후에 일어난 것으로 볼 수 있다는
+뜻입니다, cpu0() 와 cpu1() 은 이 두 오퍼레이션이 의도된 순서대로 일어났음에
+동의함에도 말이죠.
+
+하지만, smp_load_acquire() 는 마술이 아님을 부디 기억하시기 바랍니다. 특히나,
+이 함수는 단순히 그것의 인자를 순서대로 읽습니다. 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 가상의 순차적 일관성 시스템에서도 일어날
+수 있음을 기억해 두시기 바랍니다.
+
+다시 말하지만, 당신의 코드가 글로벌 타동성을 필요로 한다면, 범용 배리어를
+사용하십시오.
+
+
+====================
+명시적 커널 배리어들
+====================
+
+리눅스 커널은 서로 다른 수준으로 동작하는 다양한 배리어들을 가지고 있습니다:
+
+ (*) 컴파일러 배리어.
+
+ (*) CPU 메모리 배리어.
+
+ (*) MMIO 쓰기 배리어.
+
+
+컴파일러 배리어
+---------------
+
+리눅스 커널은 컴파일러가 메모리 액세스를 한쪽에서 다른 쪽으로 옮겨버리는 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 READ_ONCE() 또는 WRITE_ONCE() 로 특정된
+액세스들에 대해서만 동작하는 barrier() 의 약화된 형태로 볼 수 있습니다.
+
+barrier() 함수는 다음과 같은 효과를 갖습니다:
+
+ (*) 컴파일러가 barrier() 뒤의 액세스들이 barrier() 앞의 액세스보다 먼저
+ 배치하지 못하게 합니다. 사용예를 들어보자면, 인터럽트 핸들러 코드와
+ 인터럽트된 코드 사이의 통신을 줄이기 위해 사용될 수 있습니다.
+
+ (*) 루프 내에서, 컴파일러가 루프 조건에 사용된 변수를 매 이터레이션마다
+ 로드하도록 합니다.
+
+READ_ONCE() 와 WRITE_ONCE() 함수는 싱글 쓰레드 코드에서는 문제 없지만 동시적
+코드에서는 치명적일 수 있는 모든 최적화를 막습니다. 이런 류의 최적화들 예를
+몇가지 들어보면 다음과 같습니다:
+
+ (*) 컴파일러는 같은 변수에 대한 로드와 스토어를 재배치 할 수 있으며, 어떤
+ 경우에는 같은 변수에 대한 로드들을 재배치할 수도 있습니다. 이 말은 다음의
+ 코드가:
+
+ a[0] = x;
+ a[1] = x;
+
+ x 의 예전 값이 a[1] 에, 새 값이 a[0] 에 있게 할 수 있다는 것입니다.
+ 컴파일러도 CPU 도 이런 일을 못하게 하려면 다음과 같이 해야 합니다:
+
+ a[0] = READ_ONCE(x);
+ a[1] = READ_ONCE(x);
+
+ 간단히 정리해서, 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);
+
+ (*) 컴파일러는, 예를 들어 레지스터 사용량이 많아 컴파일러가 모든 데이터를
+ 레지스터에 담을 수 없는 경우, 변수를 다시 로드할 수 있습니다. 따라서
+ 컴파일러는 앞의 예에서 변수 'tmp' 를 최적화 할 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 해당 변수가 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. 이 저장과, 후에 다시 읽어들이는데 드는 오버헤드가 변수를 다시
+ 읽어들이는 이유입니다. 그렇게 하는건 싱글 쓰레드 코드에서는 안전하기
+ 때문에, 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 해버릴 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 존재하지 않는 것처럼 최적화 하는
+ 것을 허용하게 됩니다. ('a' 변수의 로드는 여전히 이루어질겁니다.)
+
+ (*) 비슷하게, 컴파일러는 변수가 이미 저장하려 하는 값을 가지고 있다는 것을
+ 알면 스토어 자체를 제거할 수 있습니다. 이번에도, 컴파일러는 현재의 CPU
+ 만이 그 변수에 값을 쓰는 오로지 하나의 존재라고 생각하여 컴파일러가 공유된
+ 변수에 대해 잘못된 일을 하게 됩니다. 예를 들어, 다음과 같은 경우가
+ 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 하는 코드. */
+ WRITE_ONCE(a, 0);
+
+ (*) 컴파일러는 하지 말라고 하지 않으면 메모리 액세스들을 재배열 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);
+ }
+
+ 컴파일러가 process_level() 을 다음과 같이 코드를 변환하는 것을 막을 수단이
+ 여기엔 없고, 실제로, 이 변환은 싱글쓰레드에서라면 훌륭한 선택입니다:
+
+ 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() 래퍼들을 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
+ 동작합니다.)
+
+ 컴파일러는 READ_ONCE() 와 WRITE_ONCE() 이후의 READ_ONCE() 나 WRITE_ONCE(),
+ barrier(), 또는 비슷한 것들을 담고 있지 않은 코드들을 움직일 것을 가정해야
+ 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 잊도록 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 물론 그러지 않겠지만요.
+
+ (*) 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 코드에서는 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 로드도 날조해낼 수 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 16-bit 스토어 인스트럭션을
+ 제공하고 7-bit immediate field 를 가지고 있다면, 컴파일러는 다음의 32-bit
+ 스토어 명령을 위해 두개의 16-bit store-immediate 명령을 사용하려 할겁니다:
+
+ p = 0x00010002;
+
+ GCC 는 스토어 할 상수값들을 만들고 또 그 값들을 스토어 하기 위해 두개가
+ 넘는 인스트럭션을 사용하게 되는 이런 종류의 최적화를 실제로 함을 부디
+ 기억해 주십시오. 따라서 이 최적화는 싱글 쓰레드 코드에서는
+ 성공적이겠습니다. 실제로, 최근에 발생한 (그리고 고쳐진) 버그는 GCC 가
+ volatile 스토어에 비정상적으로 이 최적화를 사용하게 했습니다. 그런 버그가
+ 없더라도, WRITE_ONCE() 의 사용은 다음과 같이 스토어 티어링을 방지합니다:
+
+ WRITE_ONCE(p, 0x00010002);
+
+ Packed 구조체를 사용하는 것 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() 래퍼들도 없고 volatile 마킹도 없기 때문에,
+ 컴파일러는 이 세개의 대입문을 32-bit 로드와 32-bit 스토어의 짝으로 변환할
+ 수 있습니다. 이는 'foo1.b' 의 값의 로드 티어링과 'foo2.b' 의 스토어
+ 티어링을 만들 것입니다. READ_ONCE() 와 WRITE_ONCE() 가 이 예에서도
+ 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
+필요하지 않습니다. 예를 들어, 'jiffies' 는 volatile 로 마크되어 있기 때문에,
+READ_ONCE(jiffies) 라고 할 필요가 없습니다. 이 이유는 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:
+
+ 타입 필수 SMP 조건적
+ =============== ======================= ===========================
+ 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 추가적인 컴파일러 순서 세우기를 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)
+예상됩니다만, C 사양에는 컴파일러가 b 의 값을 추측 (예: 1 과 같음) 해서
+b 이전에 a 를 로드 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
+이후에 b 를 또다시 로드할 수도 있어서, a[b] 보다 최신 버전의 b 값을 가질 수도
+있습니다. 이 문제에 대한 의견의 일치는 아직 만들어지지 않았습니다만,
+READ_ONCE() 매크로부터 보기 시작하는게 좋을 겁니다.
+
+SMP 메모리 배리어들은 유니프로세서로 컴파일된 시스템에서는 컴파일러 배리어로
+바뀌는데, 하나의 CPU 에서는 스스로 일관성을 유지하고, 겹치는 액세스들 역시
+올바른 순서로 행해질 것으로 가정하기 때문입니다. 하지만, 아래의 "Virtual
+Machine Guests" 서브섹션을 참고하십시오.
+
+[!] SMP 메모리 배리어는 SMP 시스템에서의 공유메모리로의 접근을 순서 세워야 할
+때, _반드시_ 사용되어야 함을 기억하세요, 다만 락을 대신 사용하는 것으로도
+충분하긴 합니다.
+
+필수 배리어들은 SMP 시스템에서도 UP 시스템에서도 불필요한 오버헤드를 갖기
+때문에 SMP 효과를 통제하는데 사용되어선 안됩니다. 하지만, 느슨한 메모리 I/O
+윈도우를 통한 액세스의 MMIO 효과를 통제할 때에는 사용될 수도 있습니다. 이
+배리어들은 SMP 가 아닌 시스템에서도 사용될 수 있는데, 컴파일러와 CPU 의 메모리
+오퍼레이션 재배치를 모두 막아서 메모리 오퍼레이션이 디바이스에 보이는 순서까지
+영향을 주기 때문입니다.
+
+
+몇개의 고급 배리어 함수들도 있습니다:
+
+ (*) smp_store_mb(var, value)
+
+ 이 함수는 특정 변수에 특정 값을 대입하고 완전한 메모리 배리어를 칩니다.
+ UP 컴파일에서는 컴파일러 배리어보다 더한 것을 친다고는 보장하지 않습니다.
+
+
+ (*) smp_mb__before_atomic();
+ (*) smp_mb__after_atomic();
+
+ 이것들은 값을 리턴하지 않는 (더하기, 빼기, 증가, 감소와 같은) 어토믹
+ 함수들, 특히 레퍼런스 카운팅에 사용될 때를 위한 함수들입니다. 이
+ 함수들은 메모리 배리어를 묵시적으로 사용하지는 않습니다.
+
+ 이것들은 값을 리턴하지 않는, 어토믹한 (set_bit 과 clear_bit 같은) 비트
+ 연산에도 사용될 수 있습니다.
+
+ 한 예로, 객체 하나를 무효화 하고 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
+ *이전에* 보일 것을 분명하게 합니다.
+
+ 더 많은 정보를 위해선 Documentation/atomic_ops.txt 문서를 참고하세요.
+ 어디서 이것들을 사용해야 할지 궁금하다면 "Atomic operations" 서브섹션을
+ 참고하세요.
+
+
+ (*) lockless_dereference();
+
+ 이 함수는 smp_read_barrier_depends() 데이터 의존성 배리어를 사용하는
+ 포인터 참조 래퍼 함수로 볼 수 있습니다.
+
+ 이건 rcu_dereference() 와도 객체의 라이프타임이 RCU 이외의 메커니즘으로
+ 관리된다는 점을 제외하면 유사한데, 예를 들면 객체가 시스템이 꺼질 때에만
+ 제거되는 경우 등입니다. 참고로, lockless_dereference() 는 일부 데이터
+ 구조에 RCU 와 함께 또는 단독으로 사용되고 있습니다.
+
+
+ (*) dma_wmb();
+ (*) dma_rmb();
+
+ 이것들은 CPU 와 DMA 가능한 디바이스에서 액세스 가능한 공유 메모리의 쓰기와
+ 읽기 동작에 대한 순서를 보장하기 위해 일관성 있는 메모리에서 사용하기 위한
+ 것들입니다.
+
+ 예를 들어, 디바이스와 메모리를 공유하고 디스크립터가 디바이스에 속해
+ 있는지 CPU 에 속해 있는지 알리기 위해 상태 값을 가지고, 새 디스크립터가
+ 사용 가능해졌을 때 알리는 초인종(doorbell) 을 사용하는 디바이스 드라이버를
+ 생각해 봅시다:
+
+ if (desc->status != DEVICE_OWN) {
+ /* 디스크립터를 소유하기 전의 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;
+
+ /* 디바이스에 알리기 전 MMIO 로 메모리의 동기화를 강제 */
+ wmb();
+
+ /* 디바이스에 새 디스크립터를 알림 */
+ writel(DESC_NOTIFY, doorbell);
+ }
+
+ dma_rmb() 는 디바이스는 디스크립터로부터 데이터를 읽어오기 전에 소유권을
+ 내놓았음을 보장하게 하고, dma_wmb() 는 디바이스가 자신이 소유권을 가졌음을
+ 보기 전에 디스크립터에 데이터가 쓰였음을 분명히 하도록 합니다. wmb() 는
+ 캐시 일관성이 없는 (cache incoherent) MMIO 영역에 쓰기를 시도하기 전에
+ 캐시 일관성이 있는 메모리 (cache coherent memory) 쓰기가 완료되었음을
+ 보장해주기 위해 필요합니다.
+
+ 일관성 있는 메모리에 대해 더 정보가 필요하면 Documentation/DMA-API.txt
+ 문서를 참고하세요.
+
+MMIO 쓰기 배리어
+----------------
+
+리눅스 커널은 또한 memory-mapped I/O 쓰기를 위한 특별한 배리어도 가지고
+있습니다:
+
+ mmiowb();
+
+이것은 필수 쓰기 배리어의 변종으로 순서가 취약한 I/O 영역에의 쓰기가 부분적으로
+순서를 맞추도록 해줍니다. 이 함수의 효과는 CPU->하드웨어 인터페이스를 넘어서
+실제 하드웨어에 몇몇 수준까지는 영향을 끼칩니다.
+
+더 많은 정보를 위해선 "락 vs I/O 액세스" 서브섹션을 참고하세요.
+
+
+=========================
+암묵적 커널 메모리 배리어
+=========================
+
+리눅스 커널의 일부 다른 함수들은 메모리 배리어를 내장하고 있는데, 락과 스케쥴
+관련 함수들이 대부분입니다.
+
+여기선 _최소한의_ 보장을 설명합니다; 특정 아키텍쳐에서는 이 설명보다 더 많은
+보장을 제공할 수도 있습니다만 그런 보장사항은 아키텍쳐 특정 코드에서만
+구현됩니다.
+
+
+ACQUIRING 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 후 요청되는 메모리 오퍼레이션들은 ACQUIRE 오퍼레이션이 완료된
+ 이후 완료됩니다.
+
+ ACQUIRE 전에 요청된 메모리 오퍼레이션들은 ACQUIRE 오퍼레이션이 완료된 후에
+ 완료될 수도 있습니다. smp_mb__before_spinlock() 이후 ACQUIRE 가 수행하는
+ 코드는 앞의 스토어들을 이후의 로드와 스토어들에 대해 순서 맞춥니다. 이건
+ smp_mb() 보다 약한 제약임을 기억하세요! smp_mb__before_spinlock() 은 많은
+ 아키텍쳐에서는 사실 아무것도 아닙니다.
+
+ (2) RELEASE 오퍼레이션의 영향:
+
+ RELEASE 전에 이슈된 메모리 오퍼레이션들은 RELEASE 오퍼레이션이 완료되기
+ 전에 완료됩니다.
+
+ RELEASE 후에 요청된 메모리 오퍼레이션은 RELEASE 오퍼레이션 완료 전에
+ 완료될 수도 있습니다.
+
+ (3) ACQUIRE vs ACQUIRE 영향:
+
+ 다른 ACQUIRE 오퍼레이션 이전에 요청된 모든 ACQUIRE 오퍼레이션은 앞의
+ ACQUIRE 오퍼레이션 이전에 완료됩니다.
+
+ (4) ACQUIRE vs RELEASE implication:
+
+ RELEASE 오퍼레이션보다 먼저 요청된 ACQUIRE 오퍼레이션은 해당 RELEASE
+ 오퍼레이션보다 먼저 완료됩니다.
+
+ (5) 실패한 조건적 ACQUIRE 영향:
+
+ ACQUIRE 오퍼레이션의 일부 락 변종은 락을 곧바로 잡는데 실패하거나 락이
+ 획득 가능해지도록 기다리는 도중 시그널을 받거나 해서 실패할 수 있습니다.
+ 실패한 락은 어떤 배리어도 내포하지 않습니다.
+
+[!] 참고: 락 ACQUIRE 와 RELEASE 가 단방향 배리어임으로 인한 결과 중 하나는
+크리티컬 섹션 바깥의 인스트럭션의 영향이 크리티컬 섹션 내부로도 들어올 수
+있다는 의미입니다.
+
+RELEASE 이후에 요청되는 ACQUIRE 는 전체 메모리 배리어라 여겨지면 안되는데,
+ACQUIRE 이전의 액세스가 ACQUIRE 이후에 수행될 수 있고, RELEASE 이후의 액세스가
+RELEASE 이전에 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 관점에는
+똑같은 재배치가 일어나는 것을 볼 수 있습니다. 짧게 말해, ACQUIRE 와 RELEASE
+두개 오퍼레이션의 순차적 실행은 전체 메모리 배리어로 생각되어선 -안됩니다-.
+
+비슷하게, 앞의 반대 케이스인 RELEASE 와 ACQUIRE 두개 오퍼레이션의 순차적 실행
+역시 전체 메모리 배리어를 내포하지 않습니다. 따라서, 크리티컬 섹션들의 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 것으로 보일 수도 있습니다. 하지만,
+그런 데드락의 조짐이 있다면 RELEASE 는 단순히 완료될 것이므로 데드락은 존재할
+수 없습니다.
+
+ 어떻게 이게 동작하죠?
+
+ 우리가 이야기 하고 있는건 재배치를 하는 CPU 에 대한 이야기이지,
+ 컴파일러에 대한 것이 아니란 점이 핵심입니다. 컴파일러 (또는, 개발자)
+ 가 오퍼레이션들을 재배치하면, 데드락은 일어날 -수도 있습-니다.
+
+ 하지만 CPU 가 오퍼레이션들을 재배치 했다고 생각해 보세요. 어셈블리
+ 코드에서 언락이 락을 앞서는 경우를 생각해 봅시다. CPU 는 단순히 뒤의
+ 락 오퍼레이션을 먼저 실행하려 하게 됩니다. 만약 데드락이 존재한다면,
+ 이 락 오퍼레이션은 단순히 스핀하며 계속해서 락을 시도합니다 (또는,
+ 한참 후에겠지만, 잠듭니다). CPU 는 언젠가는 (어셈블리 코드에서는 락을
+ 앞섰던) 언락 오퍼레이션을 실행하는데, 이 언락 오퍼레이션은 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 언락 경쟁상황도 있을 수
+ 있겠습니다만, 락 관련 도구들은 그런 경쟁상황을 어떤 경우에도 제대로
+ 해결할 수 있도록 해야 합니다.
+
+락과 세마포어는 유니 프로세서로 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 락킹 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;
+
+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 배리어와 동일하게만 동작합니다. 따라서, 그런
+상황에서는 메모리나 I/O 배리어가 필요하며, 그런 배리어들은 다른 방법으로
+제공되어야만 합니다.
+
+
+슬립과 웨이크업 함수
+--------------------
+
+글로벌 데이터에 표시된 이벤트에 의해 프로세스를 잠에 빠트리는 것과 깨우는 것은
+두 조각의 데이터간의 상호작용으로 볼 수 있습니다: 해당 이벤트를 기다리는
+태스크의 테스크 상태와 그 이벤트를 알리기 위해 사용되는 클로벌 데이터.
+이것들이 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 이후 범용 메모리 배리어가 쳐짐을 의미합니다.
+앞의 전체 시퀀스는 다음과 같은 함수들로 한번에 수행 가능하며, 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 설정되기 전에 수행되고, 따라서 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 만약 그것들이 정말로 뭔가를
+깨운다면, 그때에만 존재합니다. 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
+
+반면, 만약 깨우기가 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 이전의 여러
+스토어들을 잠재우는 코드가 set_current_state() 를 호출한 이후에 저장된 값에
+대한 로드는 순서를 맞추지 _않는다는_ 점을 기억하세요. 예를 들어, 잠재우는
+코드가 다음과 같다면:
+
+ set_current_state(TASK_INTERRUPTIBLE);
+ if (event_indicated)
+ break;
+ __set_current_state(TASK_RUNNING);
+ do_something(my_data);
+
+그리고 깨우는 코드는 다음과 같다면:
+
+ my_data = value;
+ event_indicated = 1;
+ wake_up(&event_wait_queue);
+
+event_indecated 에의 변경이 재우는 코드에게 my_data 이후에 보일 것이라고 보장할
+수 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 전체 메모리 배리어를 내포합니다.
+
+
+==============================
+CPU 간 ACQUIRING 배리어의 효과
+==============================
+
+SMP 시스템에서의 락 도구들은 더욱 강력한 형태의 배리어를 제공합니다: 특정 락의
+겹치는 사용 관련해서는 다른 CPU 들의 메모리 액세스 순서에 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 각 락 사용에 의해 내포되어 있는 제약을 제외하고는 어떤
+보장도 존재하지 않습니다. 예를 들어, 다음과 같은 순서로의 실행이 가능합니다:
+
+ *E, ACQUIRE M, ACQUIRE Q, *G, *C, *F, *A, *B, RELEASE Q, *D, *H, RELEASE M
+
+하지만 다음과 같은 경우는 있을 수 없습니다:
+
+ *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 서로 다른 CPU 의 두 스핀락으로
+만들어진 크리티컬 섹션에서 일어나는 I/O 액세스는, PCI 브릿지는 캐시 일관성
+프로토콜과 합을 맞춰야 할 의무가 없으므로, 필요한 읽기 메모리 배리어를 요청할
+수가 없어서, PCI 브릿지로 인해 재배열 되는 것으로 보일 수 있습니다.
+
+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 의해 다음과 같이 보일 수 있습니다:
+
+ STORE *ADDR = 0, STORE *ADDR = 4, STORE *DATA = 1, STORE *DATA = 5
+
+그리고 이렇게 되면 하드웨어의 오동작을 일으킬 수 있습니다.
+
+
+이런 경우엔 mmiowb() 를 스핀락을 놓기 전에 삽입해야 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 기기에서 스토어를 이어 로드가 수행되면 로드는 로드가 수행되기 전에
+스토어가 완료되기를 강제하므로 mmiowb() 의 필요가 없어집니다:
+
+ CPU 1 CPU 2
+ =============================== ===============================
+ spin_lock(Q)
+ writel(0, ADDR)
+ a = readl(DATA);
+ spin_unlock(Q);
+ spin_lock(Q);
+ writel(4, ADDR);
+ b = readl(DATA);
+ spin_unlock(Q);
+
+
+더 많은 정보를 위해선 Documenataion/DocBook/deviceiobook.tmpl 을 참고하세요.
+
+
+=========================
+메모리 배리어가 필요한 곳
+=========================
+
+평범한 시스템 운영 중에는, 설령 SMP 커널을 사용 중이라도 싱글 쓰레드로 동작하는
+순차적 코드 조각들은 올바르게 동작하는 것으로 보일 것이기 때문에 메모리
+오퍼레이션 재배치는 일반적으로 문제가 되지 않습니다. 하지만, 재배치가 문제가
+_될 수 있는_ 네가지 환경이 있습니다:
+
+ (*) 프로세서간 상호 작용.
+
+ (*) 어토믹 오퍼레이션.
+
+ (*) 디바이스 접근.
+
+ (*) 인터럽트.
+
+
+프로세서간 상호 작용
+--------------------
+
+두개 이상의 프로세서를 가진 시스템이 있다면, 시스템의 두개 이상의 CPU 는 동시에
+같은 데이터에 대해 작업을 할 수 있습니다. 이는 동기화 문제를 일으킬 수 있고,
+이 문제를 해결하는 일반적 방법은 락을 사용하는 것입니다. 하지만, 락은 상당히
+비용이 비싸고, 따라서 만약 가능하기만 하다면 락을 사용하지 않고 일을 처리하는
+것이 낫습니다. 그런 경우, 두 CPU 모두에 영향을 끼치는 오퍼레이션들은 오동작을
+막기 위해 신중하게 순서가 맞춰져야 합니다.
+
+예를 들어, R/W 세마포어의 느린 수행경로를 생각해 봅시다. 기다리는 프로세스는
+세마포어의 대기 프로세스들 리스트에 자신도 링크되어 있는채로 세마포어에 줄지어
+서 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 해야 합니다:
+
+ (1) 다음 대기 상태 프로세스 레코드는 어디있는지 알기 위해 이 대기 상태
+ 프로세스 레코드의 next 포인터를 읽습니다;
+
+ (2) 대기 상태 프로세스의 task 구조체로의 포인터를 읽습니다;
+
+ (3) 해당 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 만약 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.
+레코드는 대기 프로세스의 스택에 있기 때문에, 지워진 task 포인터가 리스트의 next
+포인터가 읽혀지기 _전에_ 읽혀진다면, 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 down_xxx()
+함수가 불필요하게 깨어난 이후 스핀락을 또다시 얻어야만 합니다.
+
+이걸 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 모든 배리어 이전의 메모리 액세스가 시스템의 나머지 CPU
+들에게 배리어 뒤의 메모리 액세스보다 이전에 일어난 것으로 보이게 만듭니다.
+배리어 이전의 메모리 액세스들이 배리어 명령 자체가 완료되는 시점까지
+완료된다고는 보장하지 _않습니다_.
+
+단일 프로세서 시스템 - 이게 문제가 되지 않을 - 에서 smp_mb() 는 그저 컴파일러가
+실제로는 CPU 안에서의 순서를 바꾸거나 하지 않고 주어진 순서대로 명령을 내리도록
+하는 컴파일러 배리어일 뿐입니다. 오직 하나의 CPU 만 있으므로, CPU 의 의존성
+순서 로직이 그 외의 모든것들을 알아서 처리할 겁니다.
+
+
+어토믹 오퍼레이션
+-----------------
+
+어토믹 오퍼레이션은 기술적으로는 프로세서간 상호작용으로 분류되며 그 중 일부는
+전체 메모리 배리어를 내포하고 또 일부는 내포하지 않지만, 커널이 상당히 의존하는
+그룹 중 하나입니다.
+
+메모리의 어떤 상태를 수정하고 해당 상태에 대한 (예전의 또는 최신의) 정보를
+리턴하는 어토믹 오퍼레이션은 모두 SMP-조건적 범용 메모리 배리어(smp_mb())를
+실제 오퍼레이션의 앞과 뒤에 내포합니다. 이런 오퍼레이션은 다음의 것들을
+포함합니다:
+
+ xchg();
+ atomic_xchg(); atomic_long_xchg();
+ atomic_inc_return(); atomic_long_inc_return();
+ atomic_dec_return(); atomic_long_dec_return();
+ atomic_add_return(); atomic_long_add_return();
+ atomic_sub_return(); atomic_long_sub_return();
+ atomic_inc_and_test(); atomic_long_inc_and_test();
+ atomic_dec_and_test(); atomic_long_dec_and_test();
+ atomic_sub_and_test(); atomic_long_sub_and_test();
+ atomic_add_negative(); atomic_long_add_negative();
+ test_and_set_bit();
+ test_and_clear_bit();
+ test_and_change_bit();
+
+ /* 성공했을 때 */
+ cmpxchg();
+ atomic_cmpxchg(); atomic_long_cmpxchg();
+ atomic_add_unless(); atomic_long_add_unless();
+
+이것들은 메모리 배리어 효과가 필요한 ACQUIRE 부류와 RELEASE 부류 오퍼레이션들을
+구현할 때와 객체 소멸 시에 레퍼런스 카운터를 조정할 때 등에 사용됩니다.
+
+
+다음의 오퍼레이션들은 메모리 배리어를 내포하지 _않기_ 때문에 문제가 될 수
+있지만, RELEASE 부류의 오퍼레이션들과 같은 것들을 구현할 때 사용될 수도
+있습니다:
+
+ atomic_set();
+ set_bit();
+ clear_bit();
+ change_bit();
+
+이것들은 필요하다면 적절한 (예를 들면 smp_mb__before_atomic() 같은) 메모리
+배리어가 명시적으로 함께 사용되어야 합니다.
+
+
+아래의 것들도 메모리 배리어를 내포하지 _않기_ 때문에, 일부 환경에서는 (예를
+들면 smp_mb__before_atomic() 과 같은) 명시적인 메모리 배리어 사용이 필요합니다.
+
+ atomic_add();
+ atomic_sub();
+ atomic_inc();
+ atomic_dec();
+
+통계 데이터 생성을 위해 사용된다면, 통계 데이터 사이에 결합 관계가 존재하거나
+하지 않는다면 메모리 배리어는 필요치 않을 겁니다.
+
+객체의 수명을 관리하기 위해 레퍼런스 카운팅 목적으로 사용된다면, 레퍼런스
+카운터는 락으로 보호되는 섹션에서만 조정되거나 호출하는 쪽이 이미 충분한
+레퍼런스를 잡고 있을 것이기 때문에 메모리 배리어는 아마 필요 없을 겁니다.
+
+만약 어떤 락을 구성하기 위해 사용된다면, 락 관련 동작은 일반적으로 작업을 특정
+순서대로 진행해야 하므로 메모리 배리어가 필요할 수 있습니다.
+
+기본적으로, 각 사용처에서는 메모리 배리어가 필요한지 아닌지 충분히 고려해야
+합니다.
+
+아래의 오퍼레이션들은 특별한 락 관련 동작들입니다:
+
+ test_and_set_bit_lock();
+ clear_bit_unlock();
+ __clear_bit_unlock();
+
+이것들은 ACQUIRE 류와 RELEASE 류의 오퍼레이션들을 구현합니다. 락 관련 도구를
+구현할 때에는 이것들을 좀 더 선호하는 편이 나은데, 이것들의 구현은 많은
+아키텍쳐에서 최적화 될 수 있기 때문입니다.
+
+[!] 이런 상황에 사용할 수 있는 특수한 메모리 배리어 도구들이 있는데, 일부 CPU
+에서 어토믹 인스트럭션의 사용은 전체 메모리 배리어를 내포하고 있어 어토믹
+오퍼레이션과 메모리 배리어를 함께 사용하는 것은 불필요한 경우가 있을 수 있기
+때문에, 해당 특수 메모리 배리어 도구들은 이런 경우 no-op 으로 처리됩니다.
+
+더 많은 정보를 위해선 Documentation/atomic_ops.txt 를 참고하세요.
+
+
+디바이스 액세스
+---------------
+
+많은 디바이스가 메모리에 매핑 될 수 있는데, 그렇게 되면 그것들은 CPU 에는 단지
+메모리 영역의 집합처럼 보이게 됩니다. 그런 디바이스를 제어하기 위해서,
+드라이버는 보통 정확히 올바른 순서로 올바른 메모리 액세스를 만들어야 합니다.
+
+하지만, 영리한 CPU 나 영리한 컴파일러들은 만약 해당 CPU 나 컴파일러가
+액세스들을 재배치 하고, 조합하거나 병합하는게 더 효율적이라 생각하게 되면
+드라이버 코드의 조심스럽게 순서 맞춰진 액세스들이 디바이스에는 요청된 순서대로
+도착하지 못할 수 있는 - 디바이스가 오동작을 하게 할 - 잠재적 문제 를
+만들어냅니다.
+
+리눅스 커널의 내부에서, I/O 는 반드시 어떻게 그런 액세스들을 적절히 순차적이게
+만들 수 있는지 알고 있는, - inb() 나 writel() 과 같은 - 적절한 액세스 루틴을
+통해 이루어져야 합니다. 이것들은 대부분의 부분에서 불필요한 메모리 배리어의
+명시적 사용을 하기 때문에, 이것들이 쓰여야 할 곳은 다음의 두개 환경 정도입니다:
+
+ (1) 일부 시스템에서 I/O 스토어는 모든 CPU 에 일관되게 순서 맞춰지지 않는데,
+ 따라서 _모든_ 범용 드라이버에는 락이 사용되어야만 하고 mmiowb() 는
+ 크리티컬 섹션을 빠져나오기 전에 꼭 호출되어야 합니다.
+
+ (2) 만약 액세스 함수들이 완화된 메모리 액세스 속성을 갖는 I/O 메모리 윈도우를
+ 참고한다면, 순서를 맞추기 위해선 _필수_ 메모리 배리어들이 필요합니다.
+
+더 많은 정보를 위해선 Documentation/DocBook/deviceiobook.tmpl 을 참고하십시오.
+
+
+인터럽트
+--------
+
+드라이버는 자신의 인터럽트 서비스 루틴에 의해 인터럽트 당할 수 있기 때문에
+드라이버의 이 두 부분은 각자의 디바이스 제어 또는 액세스 부분이 상호 간섭할 수
+있습니다.
+
+드라이버의 크리티컬한 오퍼레이션들은 모두 인터럽트 비활성화된 섹션에 집어넣거나
+하는 식으로 로컬 인터럽트의 비활성화 (락의 한 형태) 를 통해 이런 상호 간섬을 -
+최소한 부분적으로라도 - 줄여야 합니다. 드라이버의 인터럽트 루틴이 실행 중인
+동안, 해당 드라이버의 코어는 다른 CPU 에서 수행중일 수도 있고, 인터럽트는
+현재의 인터럽트가 처리되는 중에는 또다시 일어나지 못하도록 되어 있어서 인터럽트
+핸들러는 그에 대해서는 락을 잡지 않아도 됩니다.
+
+하지만, 어드레스 레지스터와 데이터 레지스터를 갖는 이더넷 카드를 다루는
+드라이버를 생각해 봅시다. 만약 이 드라이버의 코어가 인터럽트가 비활성화된
+상태의 카드와 이야기 중이고 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 이후에 일어날 수도 있습니다:
+
+ STORE *ADDR = 3, STORE *ADDR = 4, STORE *DATA = y, q = LOAD *DATA
+
+
+만약 순서 규칙이 완화되어있다면, 묵시적이든 명시적이든 배리어가 사용되지
+않았다면 인터럽트 비활성화 섹션에서 일어난 액세스가 바깥으로 새어서
+인터럽트에서 일어난 액세스와 섞일 수도 있다고 - 그리고 그 반대도 - 가정해야만
+합니다.
+
+그런 섹션 안에서 일어나는 I/O 액세스들은 묵시적 I/O 배리어를 형성하는 엄격한
+순서 규칙의 I/O 레지스터에의 동기화된 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 통신 중인 두 루틴
+사이에도 비슷한 상황이 일어날 수 있습니다. 만약 그런 경우라면, 순서를 보장하기
+위해 인터럽트 비활성화 락이 사용되어져야만 합니다.
+
+
+======================
+커널 I/O 배리어의 효과
+======================
+
+I/O 메모리에 접근할 때, 드라이버는 반드시 적절한 액세스 함수를 사용해야 합니다:
+
+ (*) inX(), outX():
+
+ 이것들은 메모리 공간보다는 I/O 공간에 이야기를 하도록 의도하고
+ 만들어졌습니다만, 그건 CPU 마다 다른 컨셉입니다. i386 과 x86_64
+ 프로세서들은 실제로 특별한 I/O 공간 액세스 사이클과 명령어를 가지고
+ 있습니다만, 다른 많은 CPU 들에는 그런 컨셉이 존재하지 않습니다.
+
+ 다른 것들 중, PCI 버스는 I/O 공간 컨셉을 정의하는데, 이는 - i386 과 x86_64
+ 같은 CPU 에서 - CPU 의 I/O 공간 컨셉으로 쉽게 매치됩니다. 하지만, 이는
+ 또한, 특히나 대체할 I/O 공간이 없는 CPU 에서는 CPU 의 메모리 맵의 가상 I/O
+ 공간으로 매치될 수도 있습니다.
+
+ 이 공간으로의 액세스는 (i386 등에서는) 완전하게 동기화 됩니다만, 중간의
+ (PCI 호스트 브리지와 같은) 브리지들은 이를 완전히 보장하진 않을수
+ 있습니다.
+
+ 그것들은 상호간에 완전하게 순서가 보장됩니다.
+
+ 그것들은 다른 타입의 메모리와 I/O 오퍼레이션과의 순서는 완전하게
+ 보장되지는 않습니다.
+
+ (*) readX(), writeX():
+
+ 이것들이 요청되는 CPU 에서 서로 완전히 순서가 맞춰지고 결합되지 않는지에
+ 대한 보장 여부는 이들이 액세스 하는 메모리 윈도우에 정의된 특성에 의해
+ 결정됩니다. 예를 들어, 최신의 i386 아키텍쳐 머신에서는 MTRR 레지스터로
+ 이를 조정합니다.
+
+ 일반적으로는, 프리페치 가능한 디바이스를 액세스 하는게 아니라면, 이것들은
+ 완전히 순서가 맞춰지고 결합되지 않게 보장될 겁니다.
+
+ 하지만, (PCI 브리지와 같은) 중간의 하드웨어는 만약 그것이 원한다면 집행을
+ 연기시킬 수 있습니다; 스토어 명령을 실제로 수행 시키는 것은(flush), 같은
+ 위치에서 로드를 하는 것으로 가능합니다[*], 하지만 PCI 의 경우는 같은
+ 디바이스나 환경 구성 영역에서의 로드만으로도 가능합니다.
+
+ [*] 주의! 쓰여진 것과 같은 위치에서 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 위해선 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 약한 메모리 순서 보장을
+ 제공합니다. 구체적으로, 이것들은 일반적 메모리 액세스 (예: DMA 버퍼) 에도
+ LOCK 이나 UNLOCK 오퍼레이션들에도 순서를 보장하지 않습니다. 순서가
+ 필요하다면, mmiowb() 배리어가 사용될 수 있습니다. 같은 주변 장치에의
+ 완화된 액세스는 각자에 대해서는 순서가 지켜짐을 알아 두시기 바랍니다.
+
+ (*) ioreadX(), iowriteX()
+
+ 이것들은 inX()/outX() 나 readX()/writeX() 처럼 실제로 하는 액세스의 타입에
+ 적절하게 수행될 것입니다.
+
+
+================================
+가정되는 최소한의 실행 순서 모델
+================================
+
+컨셉적으로 CPU 는 주어진 프로그램에 대해 프로그램 그 자체에는 인과성을 지키는
+것처럼 보이게 하지만 일반적으로는 순서를 거의 지켜주지 않는다고 가정되어야만
+합니다. (i386 이나 x86_64 같은) 일부 CPU 들은 (powerpc 나 frv 와 같은) 다른
+것들에 비해 순서 재배치에 제약을 줍니다만, 아키텍쳐 종속적 코드 이외 부분에서는
+순서에 대한 제약이 가장 완화된 경우 (DEC Alpha) 를 가정해야만 합니다.
+
+이 말은 CPU 는 자신에게 주어지는 인스트럭션 스트림을 스트림 내의 한
+인스트럭션이 앞의 인스트럭션에 종속적이라면 그 앞의 인스트럭션은 그 뒤의 종속적
+인스트럭션이 실행되기 전에 완료[*]될 수 있어야 한다는 제약 외에는 자신이 원하는
+순서대로 - 또는 심지어 병렬적으로 - 실행할 수 있음을 의미합니다; 이 제약은
+인과성이 지켜짐을 의미합니다.
+
+ [*] 일부 인스트럭션들은 하나 이상의 효과 - 조건 코드를 바꾼다던지, 레지스터나
+ 메모리를 바꾼다던지 - 를 내며, 다른 인스트럭션들은 서로 다른 효과에
+ 종속될 수도 있습니다.
+
+CPU 는 최종적으로는 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, 컴파일러는 역시 프로그램의 인과성만 지켜준다면 인스트럭션 스트림을
+자신이 보기에 올바르다 생각하는대로 재배치 할 수 있습니다.
+
+
+===============
+CPU 캐시의 영향
+===============
+
+캐시된 메모리 오퍼레이션들이 시스템 전체에 어떻게 인지되는지는 CPU 와 메모리
+사이에 존재하는 캐시와 시스템 상태의 일관성을 관리하는 메모리 코히런시 시스템에
+의해 상당 부분 영향을 받습니다.
+
+한 CPU 가 시스템의 다른 부분들과 캐시를 통해 상호작용한다면, 메모리 시스템은
+CPU 의 캐시들과 메모리 배리어를 가져야만 하는데, 메모리 배리어들은 대부분의 CPU
+와 그것의 캐시 사이 인터페이스에서 동작합니다 (메모리 배리어들은 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 수도 있지만, 다른 CPU 가
+관심을 갖는다면 캐시 일관성 메커니즘이 해당 캐시라인을 접근하는 CPU 로 전달하고
+해당 지역에 대한 오퍼레이션이 생길 때마다 그 영향을 전파시키기 때문에 해당
+오퍼레이션은 여전히 메모리에 액세스를 실제로 한것처럼 나타날 것입니다.
+
+CPU 코어는 프로그램의 인과성이 유지된다고만 여겨진다면 인스트럭션들을 어떤
+순서로든 재배치해서 수행할 수도 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 쪽에서의 액세스와 메모리 쪽에서의 액세스의 순서,
+그리고 오퍼레이션의 효과가 시스템의 다른 관찰자들에게 행해진 것으로 전파되는
+순서를 조정하는 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. 이는
+디바이스가 액세스 되는 메모리 윈도우의 특성에 의해 결정될 수도 있고, CPU 가
+가지고 있을 수도 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 는 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 수도 있음;
+
+ (*) 각 캐시는 시스템의 나머지 부분들과 일관성을 맞추기 위해 해당 캐시에
+ 적용되어야 할 오퍼레이션들의 큐를 가짐;
+
+ (*) 해당 일관성 큐는 캐시에 이미 존재하는 라인에의 평범한 로드에 의해서는,
+ 심지어 큐의 오퍼레이션들이 이 로드의 결과에 영향을 끼칠 수 있다 할지라도,
+ 플러시 되지 않음.
+
+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 이전에 보일 것을
+ 분명히 함
+ <A:modify v=2> v 는 이제 캐시 A 에 유일하게 존재함
+ p = &v;
+ <B:modify p=&v> p 는 이제 캐시 B 에 유일하게 존재함
+
+쓰기 메모리 배리어는 시스템의 다른 CPU 들이 쓰기 배리어를 사용한 CPU 의 캐시가
+올바른 순서로 업데이트 된 것으로 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 보장은 없습니다.
+
+
+여기에 개입하기 위해선, 데이터 의존성 배리어나 읽기 배리어를 로드 오퍼레이션들
+사이에 넣어야 합니다. 이렇게 함으로써 캐시가 다음 리퀘스트를 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 프로세서들에서 발견될 수 있는데, 이들은 데이터
+버스를 좀 더 잘 사용해 성능을 개선할 수 있는 분할된 캐시를 가지고 있기
+때문입니다. 대부분의 CPU 는 한 읽기 오퍼레이션의 메모리 액세스가 다른 읽기
+오퍼레이션에 의존적이라면 데이터 의존성 배리어를 내포시킵니다만, 모두가 그런건
+아니기 때문에 여기에 의존해선 안됩니다.
+
+다른 CPU 들도 분할된 캐시를 가지고 있을 수 있습니다만 평범한 메모리 액세스를
+위한 다양한 캐시렛 사이의 조정이 필요합니다. Alpha 에서는 앞서 본 메모리
+배리어의 부재로 그 조정의 필요성 자체를 제거했습니다.
+
+
+캐시 일관성 VS DMA
+------------------
+
+모든 시스템이 DMA 를 하는 디바이스에 대해서까지 캐시 일관성을 유지하지는
+않습니다. 그런 경우, CMA 를 시도하는 디바이스는 RAM 으로부터 잘못된 데이터를
+읽을 수도 있는데, 더티 캐시 라인이 여러 CPU 의 캐시에 머무르고 있고 아직 RAM 에
+바뀐 값이 써지지 않았을 수 있기 때문입니다. 이 문제를 해결하기 위해선, 커널의
+적절한 부분에서 각 CPU 캐시의 문제되는 비트들을 플러시 시켜야만 합니다 (그리고
+그것들을 무효화 - invalidation - 도 시킬 수 있겠죠).
+
+또한, 디바이스에 의해 RAM 에 DMA 로 쓰여진 값은 디바이스가 쓰기를 완료한 이후에
+CPU 의 캐시에서 RAM 으로 쓰여지는 더티 캐시 라인에 의해 덮어써질 수도 있고, CPU
+의 캐시에 존재하는 캐시 라인이 해당 캐시라인이 CPU 의 캐시에서 삭제되고 다시
+값을 읽어들이기 전까지는 RAM 이 업데이트 되었다는 사실 자체를 숨겨버릴 수도
+있습니다. 이 문제를 해결하기 위해선, 커널의 적절한 부분에서 각 CPU 의 캐시의
+문제가 되는 비트들을 무효화 시켜야 합니다.
+
+캐시 관리에 대한 더 많은 정보를 위해선 Documentation/cachetlb.txt 를
+참고하세요.
+
+
+캐시 일관성 VS MMIO
+-------------------
+
+Memory mapped I/O 는 일반적으로 CPU 의 메모리 공간 내의 한 윈도우의 부분에 있는
+메모리 지역에 이루어지는데, 이 윈도우는 일반적인, RAM 으로 향하는 윈도우와는
+다른 특성을 갖습니다.
+
+그런 특성 가운데에는 일반적으로 그런 액세스는 캐시를 완전히 우회하고 디바이스
+버스로 곧바로 향한다는 것입니다. 이 말은 MMIO 액세스는 먼저 이루어진 캐시된
+메모리 액세스를 추월할 수 있다는 뜻입니다. 이런 경우엔 메모리 배리어만으로는
+충분치 않고, 만약 캐시된 메모리 쓰기 오퍼레이션과 MMIO 액세스가 어떤 방식으로든
+의존적이라면 해당 캐시는 두 오퍼레이션 사이에 비워져(flush)야만 합니다.
+
+
+======================
+CPU 들이 저지르는 일들
+======================
+
+프로그래머는 CPU 가 메모리 오퍼레이션들을 정확히 요청한대로 수행해 줄 것이라고
+생각합니다, 따라서, 예를 들어 다음과 같은 코드를 실행하도록 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 각각의 인스트럭션을 위한 메모리 오퍼레이션을 다음 인스트럭션을 처리하기
+전에 완료할 것이라 예상하고, 그로 인해 시스템 외부에서 관찰하기에 정해진 순서의
+오퍼레이션이 수행될 것으로 예상합니다:
+
+ LOAD *A, STORE *B, LOAD *C, LOAD *D, STORE *E.
+
+
+당연하지만, 실제로는 훨씬 엉망입니다. 많은 CPU 들과 컴파일러들에서 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 수도 있고, 필요없다고 증명된
+ 결과들은 버려져야 합니다;
+
+ (*) 로드 오퍼레이션들은 예측적으로 수행될 수도 있으므로, 예상된 이벤트의
+ 시퀀스와 다른 시간에 실제 결과가 얻어질 수도 있습니다;
+
+ (*) 메모리 액세스 순서들은 CPU 버스와 캐시를 좀 더 잘 사용할 수 있도록 재배열
+ 될수도 있습니다;
+
+ (*) 로드와 스토어는 인접한 위치에의 액세스들을 일괄적으로 처리할 수 있는
+ 메모리나 I/O 하드웨어 (메모리와 PCI 디바이스 둘 다 이게 가능할 수도
+ 있습니다) 에 대해 요청되는 경우 개별 오퍼레이션을 위한 트랜잭션 설정
+ 비용을 아끼기 위해 조합될 수도 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 코드로부터 다른 CPU 가 볼수도 있는 결과는:
+
+ LOAD *A, ..., LOAD {*C,*D}, STORE *E, STORE *B
+
+ ("LOAD {*C,*D}" 는 조합된 로드입니다)
+
+
+하지만, CPU 는 스스로는 일관적일 것을 보장합니다: CPU 자기 _자신_ 의 액세스들은
+자신에게는 메모리 배리어의 없이도 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 없다면, 이 시퀀스는 프로그램에 이 세상이 여전히
+일관적이라고만 보인다는 보장 하에, 어떤 조합으로든 만들어질 수도 있으며, 각
+액세스들은 합쳐지거나 버려질 수도 있습니다. 일부 아키텍쳐에서 CPU 는 같은
+위치에 대한 연속적인 로드 오퍼레이션들을 재배치 할 수도 있기 때문에 READ_ONCE()
+와 WRITE_ONCE() 는 이것을 막기 위해 뭐가 됐든 필요한 일을 하게 되는데, 예를
+들어, Itanium 에서는 READ_ONCE() 와 WRITE_ONCE() 를 이용한 volatile 캐스팅은
+GCC 가 각각 그런 재배치를 방지하는 특수 인스트럭션인 ld.acq 와 stl.rel
+인스트럭션을 각각 만들도록 합니다.
+
+컴파일러 역시 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() 없이는, *A 로의 V 값의 저장의 효과는
+사라진다고 가정할 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. 그것뿐만 아니라,
+Alpha CPU 의 일부 버전은 분할된 데이터 캐시를 가지고 있어서, 두개의 의미적으로
+관계되어 있는 캐시 라인이 서로 다른 시간에 업데이트 되는 것도 허용합니다.
+여기가 바로 데이터 의존성 배리어가 정말 필요해 지는 부분인데, 데이터 의존성
+배리어는 메모리 일관성 시스템과 함께 두개 캐시 모두를 동기화 해서, 포인터 변경
+과 새로운 데이터 발견을 올바른 순서로 일어나게 하기 때문입니다.
+
+Alpha 로 리눅스 커널의 메모리 배리어 모델을 정의할 수 있습니다.
+
+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 필수 배리어를 사용해서 문제를
+해결할 수 있겠지만 그런 방법은 대부분의 경우 최적의 해결법은 아닙니다.
+
+이 경우를 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 (아마도 SMP 일) 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, 필수 배리어들을
+사용하시기 바랍니다.
+
+
+=======
+사용 예
+=======
+
+순환식 버퍼
+-----------
+
+메모리 배리어들은 순환식 버퍼를 생성자와 소비자 사이의 동기화에 락을 사용하지
+않고 구현하는데 사용될 수 있습니다. 더 자세한 내용을 위해선 다음을 참고하세요:
+
+ Documentation/circular-buffers.txt
+
+
+=========
+참고 문헌
+=========
+
+Alpha AXP Architecture Reference Manual, Second Edition (Sites & Witek,
+Digital Press)
+ Chapter 5.2: Physical Address Space Characteristics
+ Chapter 5.4: Caches and Write Buffers
+ Chapter 5.5: Data Sharing
+ Chapter 5.6: Read/Write Ordering
+
+AMD64 Architecture Programmer's Manual Volume 2: System Programming
+ Chapter 7.1: Memory-Access Ordering
+ Chapter 7.4: Buffering and Combining Memory Writes
+
+IA-32 Intel Architecture Software Developer's Manual, Volume 3:
+System Programming Guide
+ Chapter 7.1: Locked Atomic Operations
+ Chapter 7.2: Memory Ordering
+ Chapter 7.4: Serializing Instructions
+
+The SPARC Architecture Manual, Version 9
+ Chapter 8: Memory Models
+ Appendix D: Formal Specification of the Memory Models
+ Appendix J: Programming with the Memory Models
+
+UltraSPARC Programmer Reference Manual
+ Chapter 5: Memory Accesses and Cacheability
+ Chapter 15: Sparc-V9 Memory Models
+
+UltraSPARC III Cu User's Manual
+ Chapter 9: Memory Models
+
+UltraSPARC IIIi Processor User's Manual
+ Chapter 8: Memory Models
+
+UltraSPARC Architecture 2005
+ Chapter 9: Memory
+ Appendix D: Formal Specifications of the Memory Models
+
+UltraSPARC T1 Supplement to the UltraSPARC Architecture 2005
+ Chapter 8: Memory Models
+ Appendix F: Caches and Cache Coherency
+
+Solaris Internals, Core Kernel Architecture, p63-68:
+ Chapter 3.3: Hardware Considerations for Locks and
+ Synchronization
+
+Unix Systems for Modern Architectures, Symmetric Multiprocessing and Caching
+for Kernel Programmers:
+ Chapter 13: Other Memory Models
+
+Intel Itanium Architecture Software Developer's Manual: Volume 1:
+ Section 2.6: Speculation
+ Section 4.4: Memory Access
--
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