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Message-ID: <CAEjAshq507w=9FpgVo2c3T6csHJxDeH+Db72buWviKD5CLtCcQ@mail.gmail.com>
Date: Tue, 28 Jun 2016 19:10:25 +0900
From: SeongJae Park <sj38.park@...il.com>
To: Byungchul Park <byungchul.park@....com>
Cc: Paul McKenney <paulmck@...ux.vnet.ibm.com>,
David Howells <dhowells@...hat.com>,
Minchan Kim <minchan@...nel.org>,
Ingo Molnar <mingo@...nel.org>,
Jonathan Corbet <corbet@....net>,
"linux-kernel@...r.kernel.org" <linux-kernel@...r.kernel.org>
Subject: Re: [PATCH v3] Doc/memory-barriers: Add Korean translation
2016-06-28 17:13 GMT+09:00 Byungchul Park <byungchul.park@....com>:
> On Wed, Jun 08, 2016 at 05:58:41PM +0900, SeongJae Park wrote:
>> Documentation/ko_KR/memory-barriers.txt | 3095 +++++++++++++++++++++++++++++++
>> 1 file changed, 3095 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..e98a16a
>> --- /dev/null
>> +++ b/Documentation/ko_KR/memory-barriers.txt
>> @@ -0,0 +1,3095 @@
>> +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>
>> + Will Deacon <will.deacon@....com>
>> + Peter Zijlstra <peterz@...radead.org>
Hello,
>
> Hello,
>
> IMHO, a translation would be worth _only_ if the translated version is
> more readable than the original one, and thus it should be translated
> liberally rather than literally.
>
> However, I am sorry to say that some parts were harder to be read than
> english version, of course, most parts look very good though. Could you
> check the whole again and make it more readable using liberal
> translation?
Thank you very much for your kind review. And, I agree with your
overall opinion.
I will send enhanced version soon.
>
> Additionally, I will add my opinion line by line in korean below.
>
>> +
>> +========
>> +면책조항
>> +========
>> +
>> +이 문서는 명세서가 아닙니다; 이 문서는 (빠르게 읽히기 위해) 의도적으로든
>> +(사람에 의해 쓰였다보니) 의도적이지 않게든 완벽하지 않습니다. 이 문서는
>
> 조금 더 자연스럽게 읽혀 지도록 바꾸는 건 어떨까요?
>
>> +리눅스에서 제공하는 다양한 메모리 배리어들을 사용하기 위한 안내서입니다만 뭔가
>> +의문이 든다면 (그런게 많을 겁니다) 물어봐 주시기 바랍니다.
>> +
>> +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 하는지 안내를 제공하기 위해서.
>> +
>> +어떤 아키텍쳐의 머신들은 특정한 배리어들에 대해서는 여기서 이야기하는 최소한의
>> +요구사항들보다 많은 기능을 제공할 수도 있습니다만, 여기서 이야기하는
>> +요구사항들을 충족하지 않는 아키텍쳐가 있다면 그 아키텍쳐가 정확하지 못한
>> +것입니다.
>
> 머신이라는 단어는 구지 추가할 필요가 없을 것 같습니다.
넵, 대부분 동의하는지라 동의하는 각 코멘트에 대한 코멘트는 달지 않겠습니다.
>
>> +
>> +어떤 배리어는 특정 아키텍쳐에서는 no-op 일 수 있는데 해당 아키텍쳐가 동작하는
>> +방식상으로는 그러지 않으면 불필요한 배리어를 실행하게 될수도 있기 때문입니다.
>
> 정확하게 번역되지 않았거나 너무 직역이 된 것 같습니다.
> 예를 들어, 이렇게 바꾸는 건 어떨까요?
>
> "어떤 배리어가 특정 아키텍쳐에서는 no-op일 수도 있습니다. 그 아키텍쳐가
> 동작하는 방식으로 인해, 그 경우에 명시적인 배리어 사용이 불필요해지기
> 때문입니다."
>
>> +
>> +
>> +=====
>> +목차:
>> +=====
>> +
>> + (*) 추상 메모리 액세스 모델.
>> +
>> + - 디바이스 오퍼레이션.
>> + - 보장사항들.
>
> 한국어 번역시 '들'은 빼는 것이 낫지 않을까요?
>
>> +
>> + (*) 메모리 배리어들이란 무엇인가?
>
> 한국어 번역시 '들'은 빼는 것이 낫지 않을까요?
>
>> +
>> + - 메모리 배리어의 종류들.
>
> 한국어 번역시 '들'은 빼는 것이 낫지 않을까요?
>
>> + - 메모리 배리어들에 대해 가정해선 안될 것들.
>
> 한국어 번역시 '들'은 빼는 것이 낫지 않을까요?
> (이하, 해당 의견을 다시 언급하지는 않겠습니다.)
>
>> + - 데이터 의존성 배리어.
>> + - 컨트롤 의존성.
>> + - SMP 배리어 짝맞추기.
>> + - 메모리 배리어 시퀀스의 예.
>> + - 읽기 메모리 배리어 vs 로드 스페큘레이션.
>
> 로드 스페큘레이션도 괜찮은 것 같지만, 예측로드 또는
> 로드예측은 어떤가요?
>
>> + - 타동성
>
> 타동성 보다는 전이성이 의미적으로 더 맞을 것 같습니다.
>
>> +
>> + (*) 명시적 커널 배리어들.
>> +
>> + - 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 최소한의 실행 순서 모델.
>
> 조금 더 자연스러운 표현이 없을까요?
>
>> +
>> + (*) 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.
>
> 직역보다는 의역을 사용했으면 좋을 것 같습니다. 정확한 번역이라고 생각하기는
> 합니다만 영문보다 읽기가 어렵습니다. 예를 들어 이렇게 번역하는 건 어떨까요?
>
> "각 CPU는 프로그램을 실행하면서 메모리 접근 연산을 발생시킵니다."
>
>> +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.
>
> 마찬가지로 의역을 하면 좋을 것 같습니다. 예를 들면,
>
> "추상 CPU에서(역자주: 실제 CPU가 아니라 CPU를 추상화하여 모델링한 가상의 CPU)
> 메모리 연산 순서는 매우 완화되어 있습니다. 즉, 프로그램의 인과관계가 유지되는
> 범위 내에서, CPU가 원하는 순서대로 메모리 연산이 수행될 수 있습니다."
>
> ---
>
> I showed you several liberal translation examples. I think you translated
> it very well, and the only thing I expect to be changed is the readability,
> using liberal translation, in order to make this work valuable.
>
> Could you enhance it next spin?
Sure, I will soon. Again, thank you for your review.
Thanks,
SeongJae Park
>
> Thank you,
> Byungchul
>
>> +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 없음에 주의하세요.
>> +
>> +
>> +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 겹치는 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 bitfields 를
>> + 수정하는 코드를 원자성 없는 read-modify-write 명령을 사용해서 생성하는
>> + 경우가 많기 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
>> + 명령어 배열은 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 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
>> +있는데, 이는 CPU 와 CPU 간 상호작용과 I/O 에 문제가 될 수 있습니다. 따라서
>> +컴파일러와 CPU 가 순서를 바꾸는데 제약을 걸 수 있도록 개입할 수 있는 어떤
>> +방법이 필요합니다.
>> +
>> +메모리 배리어들이 그런 개입방법입니다. 메모리 배리어들은 배리어를 사이에 둔
>> +양측의 메모리 오퍼레이션들 간에 부분적 순서가 인식되도록 하는 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_ 수행될 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
>> + 만들어내는 결과가 데이터 의존성 배리어 이후의 로드 오퍼레이션들에게 보일
>> + 수 있음을 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 의존성 배리어 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(), smp_cond_acquire() 오퍼레이션도
>> + ACQUIRE 오퍼레이션에 포함됩니다. 뒤의 두 오퍼레이션들은 컨트롤 의존성과
>> + smp_rmb() 를 사용해서 필요한 ACQUIRE 의 의미적 요구사항을 충족합니다.
>> +
>> + ACQUIRE 오퍼레이션 이전에 발생된 메모리 오퍼레이션들은 ACQUIRE 오퍼레이션
>> + 완료 이후에 수행된 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 발생된 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
>> + 이후, 같은 변수에 대해 RELEASE 오퍼레이션을 수행 하기 전에 수행된 메모리
>> + 액세스에게는 앞의 메모리 오퍼레이션들의 결과가 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.
>> +
>> +atomic_ops.txt 에서 설명되는 어토믹 오퍼레이션들 중 일부는 완전히 순서잡힌
>> +것들과 (배리어를 사용하지 않는) 완화된 순서의 것들 외에 ACQUIRE 와 RELEASE
>> +변종들이 존재합니다. 로드와 스토어를 모두 수행하는 조합된 어토믹
>> +오퍼레이션들에 대해, 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 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 특정 타입의 액세스들은 넘을 수 없는 선을 긋는 것으로 이해할 수
>> + 있습니다.
>> +
>> + (*) 한 CPU 에서 메모리 배리어를 수행하는 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
>> + 다음 항목을 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() 가 의미하는 바를 지키면서도 컨트롤 의존성을 없앨 수가
>> + 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, 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 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 } 보다 먼저 일어난 것으로
>> +보이도록 전달됩니다:
>> +
>> + +-------+ : :
>> + | | +------+
>> + | |------>| C=3 | } /\
>> + | | : +------+ }----- \ -----> 시스템의 나머지 요소에
>> + | | : | A=1 | } \/ 보여지는 이벤트들
>> + | | : +------+ }
>> + | CPU 1 | : | B=2 | }
>> + | | +------+ }
>> + | | wwwwwwwwwwwwwwww } <--- 여기서 쓰기 배리어는 배리어 앞의
>> + | | +------+ } 모든 스토어가 배리어 후의 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 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 로의 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 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 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 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 될
>> +것입니다.
>> +
>> +
>> +읽기 메모리 배리어 VS 로드 스페큘레이션
>> +---------------------------------------
>> +
>> +많은 CPU들이 로드를 추측적으로 (speculatively) 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 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 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 +-------+ | |
>> + : : +-------+
>> +
>> +
>> +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, CPU 1 과 CPU 2 가 버퍼나
>> +캐시를 공유하는 시스템에서 이 예제 코드가 실행된다면, CPU 2 는 CPU 1 이 쓴 값에
>> +좀 빨리 접근할 수 있을 것입니다. 따라서 CPU 1 과 CPU 2 의 접근으로 조합된
>> +순서를 모든 CPU 가 동의할 수 있도록 하기 위해 범용 배리어가 필요합니다.
>> +
>> +범용 배리어는 "글로벌 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 신중히 하기 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 최적화들에 대한
>> +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. 컴파일러가 변수를 다시 읽어들이는건 이렇게 저장해두고 후에 다시
>> + 읽어들이는데 드는 오버헤드 때문입니다. 그렇게 하는게 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 코드를 움직일 수 있음을
>> + 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
>> + 없다면, 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. 그 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 언어 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 내포하고 있지는 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. 또한, lockless_dereference() RCU 와 함께도, RCU
>> + 없이도 사용될 수 있는 일부 데이터 구조에 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 공유하며, 디스크립터 상태 값을 사용해
>> + 디스크립터가 디바이스에 속해 있는지 CPU 에 속해 있는지 알리고, 새
>> + 디스크립터가 사용 가능해졌을 때 공지를 알리는 초인종(doorbell) 을 사용하는
>> + 디바이스 드라이버를 생각해 봅시다:
>> +
>> + if (desc->status != DEVICE_OWN) {
>> + /* 디스크립터를 소유하기 전에는 데이터를 읽지 않음 */
>> + dma_rmb();
>> +
>> + /* 데이터를 읽고 씀 */
>> + read_data = desc->data;
>> + desc->data = write_data;
>> +
>> + /* 상태 업데이트 전 수정사항을 반영 */
>> + dma_wmb();
>> +
>> + /* 소유권을 수정 */
>> + desc->status = DEVICE_OWN;
>> +
>> + /* MMIO 를 통해 디바이스를 공개하기 전에 메모리를 동기화 */
>> + wmb();
>> +
>> + /* 새 디스크립터를 갖는 디바이스를 공개 */
>> + writel(DESC_NOTIFY, doorbell);
>> + }
>> +
>> + dma_rmb() 는 디스크립터로부터 데이터를 읽어오기 전에 디바이스가 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.
>> +
>> +
>> +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 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
>> +상황에서 메모리나 I/O 배리어가 필요하다면, 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 태스크 상태와 그 이벤트를 알리기 위해 사용되는 글로벌 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 지워지기 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 에의 변경 후에 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: 복수의
>> +CPU가 특정 동일한 락을 동시에 사용하는 경우에는 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 비싸서 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, 그리고 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 일반적인 경우, 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 경우에 불필요한 명시적 메모리 배리어
>> +사용을 초래합니다만, 다음의 두가지 상황에서는 이것들이 필요할 수도 있습니다:
>> +
>> + (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 서로의 디바이스 제어 또는 액세스 부분과 상호 간섭할 수
>> +있습니다.
>> +
>> +드라이버의 크리티컬한 오퍼레이션들은 모두 인터럽트 비활성화된 섹션에 집어넣거나
>> +하는 식으로 로컬 인터럽트의 비활성화 (락의 한 형태) 를 통해 이런 상호 간섭을 -
>> +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 충분히 완화되어 있고 묵시적으로든 명시적으로든 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, 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 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 일반적인 메모리 액세스를
>> +위해 이 다양한 캐시렛들 사이의 조정이 필요합니다. Alpha 의 가장 약한 메모리
>> +순서에 대한 시맨틱 (semantic) 은 메모리 배리어가 명시적으로 사용되지 않았을
>> +때의 그런 조정의 필요성 자체를 제거했습니다.
>> +
>> +
>> +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 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 가운데 하나는 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 가 리눅스 커널의 메모리 배리어 모델을 정의합니다.
>> +
>> +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
>> --
>> 1.9.1
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