Merge branch 'locking-core-for-linus' of git://git.kernel.org/pub/scm/linux/kernel/git/tip/tip
Pull locking updates from Ingo Molnar:
"The main changes in this cycle were:
- rwsem micro-optimizations (Davidlohr Bueso)
- Improve the implementation and optimize the performance of
percpu-rwsems. (Peter Zijlstra.)
- Convert all lglock users to better facilities such as percpu-rwsems
or percpu-spinlocks and remove lglocks. (Peter Zijlstra)
- Remove the ticket (spin)lock implementation. (Peter Zijlstra)
- Korean translation of memory-barriers.txt and related fixes to the
English document. (SeongJae Park)
- misc fixes and cleanups"
* 'locking-core-for-linus' of git://git.kernel.org/pub/scm/linux/kernel/git/tip/tip: (24 commits)
x86/cmpxchg, locking/atomics: Remove superfluous definitions
x86, locking/spinlocks: Remove ticket (spin)lock implementation
locking/lglock: Remove lglock implementation
stop_machine: Remove stop_cpus_lock and lg_double_lock/unlock()
fs/locks: Use percpu_down_read_preempt_disable()
locking/percpu-rwsem: Add down_read_preempt_disable()
fs/locks: Replace lg_local with a per-cpu spinlock
fs/locks: Replace lg_global with a percpu-rwsem
locking/percpu-rwsem: Add DEFINE_STATIC_PERCPU_RWSEMand percpu_rwsem_assert_held()
locking/pv-qspinlock: Use cmpxchg_release() in __pv_queued_spin_unlock()
locking/rwsem, x86: Drop a bogus cc clobber
futex: Add some more function commentry
locking/hung_task: Show all locks
locking/rwsem: Scan the wait_list for readers only once
locking/rwsem: Remove a few useless comments
locking/rwsem: Return void in __rwsem_mark_wake()
locking, rcu, cgroup: Avoid synchronize_sched() in __cgroup_procs_write()
locking/Documentation: Add Korean translation
locking/Documentation: Fix a typo of example result
locking/Documentation: Fix wrong section reference
...
diff --git a/Documentation/ko_KR/memory-barriers.txt b/Documentation/ko_KR/memory-barriers.txt
new file mode 100644
index 0000000..34d3d38
--- /dev/null
+++ b/Documentation/ko_KR/memory-barriers.txt
@@ -0,0 +1,3135 @@
+NOTE:
+This is a version of Documentation/memory-barriers.txt translated into Korean.
+This document is maintained by SeongJae Park <sj38.park@gmail.com>.
+If you find any difference between this document and the original file or
+a problem with the translation, please contact the maintainer of this file.
+
+Please also note that the purpose of this file is to be easier to
+read for non English (read: Korean) speakers and is not intended as
+a fork. So if you have any comments or updates for this file please
+update the original English file first. The English version is
+definitive, and readers should look there if they have any doubt.
+
+===================================
+이 문서는
+Documentation/memory-barriers.txt
+의 한글 번역입니다.
+
+역자： 박성재 <sj38.park@gmail.com>
+===================================
+
+
+ =========================
+ 리눅스 커널 메모리 배리어
+ =========================
+
+저자: David Howells <dhowells@redhat.com>
+ Paul E. McKenney <paulmck@linux.vnet.ibm.com>
+ Will Deacon <will.deacon@arm.com>
+ Peter Zijlstra <peterz@infradead.org>
+
+========
+면책조항
+========
+
+이 문서는 명세서가 아닙니다; 이 문서는 완벽하지 않은데, 간결성을 위해 의도된
+부분도 있고, 의도하진 않았지만 사람에 의해 쓰였다보니 불완전한 부분도 있습니다.
+이 문서는 리눅스에서 제공하는 다양한 메모리 배리어들을 사용하기 위한
+안내서입니다만, 뭔가 이상하다 싶으면 (그런게 많을 겁니다) 질문을 부탁드립니다.
+
+다시 말하지만, 이 문서는 리눅스가 하드웨어에 기대하는 사항에 대한 명세서가
+아닙니다.
+
+이 문서의 목적은 두가지입니다:
+
+ (1) 어떤 특정 배리어에 대해 기대할 수 있는 최소한의 기능을 명세하기 위해서,
+ 그리고
+
+ (2) 사용 가능한 배리어들에 대해 어떻게 사용해야 하는지에 대한 안내를 제공하기
+ 위해서.
+
+어떤 아키텍쳐는 특정한 배리어들에 대해서는 여기서 이야기하는 최소한의
+요구사항들보다 많은 기능을 제공할 수도 있습니다만, 여기서 이야기하는
+요구사항들을 충족하지 않는 아키텍쳐가 있다면 그 아키텍쳐가 잘못된 것이란 점을
+알아두시기 바랍니다.
+
+또한, 특정 아키텍쳐에서 일부 배리어는 해당 아키텍쳐의 특수한 동작 방식으로 인해
+해당 배리어의 명시적 사용이 불필요해서 no-op 이 될수도 있음을 알아두시기
+바랍니다.
+
+역자: 본 번역 역시 완벽하지 않은데, 이 역시 부분적으로는 의도된 것이기도
+합니다. 여타 기술 문서들이 그렇듯 완벽한 이해를 위해서는 번역문과 원문을 함께
+읽으시되 번역문을 하나의 가이드로 활용하시길 추천드리며, 발견되는 오역 등에
+대해서는 언제든 의견을 부탁드립니다. 과한 번역으로 인한 오해를 최소화하기 위해
+애매한 부분이 있을 경우에는 어색함이 있더라도 원래의 용어를 차용합니다.
+
+
+=====
+목차:
+=====
+
+ (*) 추상 메모리 액세스 모델.
+
+ - 디바이스 오퍼레이션.
+ - 보장사항.
+
+ (*) 메모리 배리어란 무엇인가?
+
+ - 메모리 배리어의 종류.
+ - 메모리 배리어에 대해 가정해선 안될 것.
+ - 데이터 의존성 배리어.
+ - 컨트롤 의존성.
+ - SMP 배리어 짝맞추기.
+ - 메모리 배리어 시퀀스의 예.
+ - 읽기 메모리 배리어 vs 로드 예측.
+ - 이행성
+
+ (*) 명시적 커널 배리어.
+
+ - 컴파일러 배리어.
+ - CPU 메모리 배리어.
+ - MMIO 쓰기 배리어.
+
+ (*) 암묵적 커널 메모리 배리어.
+
+ - 락 Acquisition 함수.
+ - 인터럽트 비활성화 함수.
+ - 슬립과 웨이크업 함수.
+ - 그외의 함수들.
+
+ (*) CPU 간 ACQUIRING 배리어의 효과.
+
+ - Acquire vs 메모리 액세스.
+ - Acquire vs I/O 액세스.
+
+ (*) 메모리 배리어가 필요한 곳
+
+ - 프로세서간 상호 작용.
+ - 어토믹 오퍼레이션.
+ - 디바이스 액세스.
+ - 인터럽트.
+
+ (*) 커널 I/O 배리어의 효과.
+
+ (*) 가정되는 가장 완화된 실행 순서 모델.
+
+ (*) CPU 캐시의 영향.
+
+ - 캐시 일관성.
+ - 캐시 일관성 vs DMA.
+ - 캐시 일관성 vs MMIO.
+
+ (*) CPU 들이 저지르는 일들.
+
+ - 그리고, Alpha 가 있다.
+ - 가상 머신 게스트.
+
+ (*) 사용 예.
+
+ - 순환식 버퍼.
+
+ (*) 참고 문헌.
+
+
+=======================
+추상 메모리 액세스 모델
+=======================
+
+다음과 같이 추상화된 시스템 모델을 생각해 봅시다:
+
+ : :
+ : :
+ : :
+ +-------+ : +--------+ : +-------+
+ | | : | | : | |
+ | | : | | : | |
+ | CPU 1 |<----->| Memory |<----->| CPU 2 |
+ | | : | | : | |
+ | | : | | : | |
+ +-------+ : +--------+ : +-------+
+ ^ : ^ : ^
+ | : | : |
+ | : | : |
+ | : v : |
+ | : +--------+ : |
+ | : | | : |
+ | : | | : |
+ +---------->| Device |<----------+
+ : | | :
+ : | | :
+ : +--------+ :
+ : :
+
+프로그램은 여러 메모리 액세스 오퍼레이션을 발생시키고, 각각의 CPU 는 그런
+프로그램들을 실행합니다. 추상화된 CPU 모델에서 메모리 오퍼레이션들의 순서는
+매우 완화되어 있고, CPU 는 프로그램이 인과관계를 어기지 않는 상태로 관리된다고
+보일 수만 있다면 메모리 오퍼레이션을 자신이 원하는 어떤 순서대로든 재배치해
+동작시킬 수 있습니다. 비슷하게, 컴파일러 또한 프로그램의 정상적 동작을 해치지
+않는 한도 내에서는 어떤 순서로든 자신이 원하는 대로 인스트럭션을 재배치 할 수
+있습니다.
+
+따라서 위의 다이어그램에서 한 CPU가 동작시키는 메모리 오퍼레이션이 만들어내는
+변화는 해당 오퍼레이션이 CPU 와 시스템의 다른 부분들 사이의 인터페이스(점선)를
+지나가면서 시스템의 나머지 부분들에 인지됩니다.
+
+
+예를 들어, 다음의 일련의 이벤트들을 생각해 봅시다:
+
+ CPU 1 CPU 2
+ =============== ===============
+ { A == 1; B == 2 }
+ A = 3; x = B;
+ B = 4; y = A;
+
+다이어그램의 가운데에 위치한 메모리 시스템에 보여지게 되는 액세스들은 다음의 총
+24개의 조합으로 재구성될 수 있습니다:
+
+ STORE A=3, STORE B=4, y=LOAD A->3, x=LOAD B->4
+ STORE A=3, STORE B=4, x=LOAD B->4, y=LOAD A->3
+ STORE A=3, y=LOAD A->3, STORE B=4, x=LOAD B->4
+ STORE A=3, y=LOAD A->3, x=LOAD B->2, STORE B=4
+ STORE A=3, x=LOAD B->2, STORE B=4, y=LOAD A->3
+ STORE A=3, x=LOAD B->2, y=LOAD A->3, STORE B=4
+ STORE B=4, STORE A=3, y=LOAD A->3, x=LOAD B->4
+ STORE B=4, ...
+ ...
+
+따라서 다음의 네가지 조합의 값들이 나올 수 있습니다:
+
+ x == 2, y == 1
+ x == 2, y == 3
+ x == 4, y == 1
+ x == 4, y == 3
+
+
+한발 더 나아가서, 한 CPU 가 메모리 시스템에 반영한 스토어 오퍼레이션들의 결과는
+다른 CPU 에서의 로드 오퍼레이션을 통해 인지되는데, 이 때 스토어가 반영된 순서와
+다른 순서로 인지될 수도 있습니다.
+
+
+예로, 아래의 일련의 이벤트들을 생각해 봅시다:
+
+ CPU 1 CPU 2
+ =============== ===============
+ { A == 1, B == 2, C == 3, P == &A, Q == &C }
+ B = 4; Q = P;
+ P = &B D = *Q;
+
+D 로 읽혀지는 값은 CPU 2 에서 P 로부터 읽혀진 주소값에 의존적이기 때문에 여기엔
+분명한 데이터 의존성이 있습니다. 하지만 이 이벤트들의 실행 결과로는 아래의
+결과들이 모두 나타날 수 있습니다:
+
+ (Q == &A) and (D == 1)
+ (Q == &B) and (D == 2)
+ (Q == &B) and (D == 4)
+
+CPU 2 는 *Q 의 로드를 요청하기 전에 P 를 Q 에 넣기 때문에 D 에 C 를 집어넣는
+일은 없음을 알아두세요.
+
+
+디바이스 오퍼레이션
+-------------------
+
+일부 디바이스는 자신의 컨트롤 인터페이스를 메모리의 특정 영역으로 매핑해서
+제공하는데(Memory mapped I/O), 해당 컨트롤 레지스터에 접근하는 순서는 매우
+중요합니다. 예를 들어, 어드레스 포트 레지스터 (A) 와 데이터 포트 레지스터 (D)
+를 통해 접근되는 내부 레지스터 집합을 갖는 이더넷 카드를 생각해 봅시다. 내부의
+5번 레지스터를 읽기 위해 다음의 코드가 사용될 수 있습니다:
+
+ *A = 5;
+ x = *D;
+
+하지만, 이건 다음의 두 조합 중 하나로 만들어질 수 있습니다:
+
+ STORE *A = 5, x = LOAD *D
+ x = LOAD *D, STORE *A = 5
+
+두번째 조합은 데이터를 읽어온 _후에_ 주소를 설정하므로, 오동작을 일으킬 겁니다.
+
+
+보장사항
+--------
+
+CPU 에게 기대할 수 있는 최소한의 보장사항 몇가지가 있습니다:
+
+ (*) 어떤 CPU 든, 의존성이 존재하는 메모리 액세스들은 해당 CPU 자신에게
+ 있어서는 순서대로 메모리 시스템에 수행 요청됩니다. 즉, 다음에 대해서:
+
+ Q = READ_ONCE(P); smp_read_barrier_depends(); D = READ_ONCE(*Q);
+
+ CPU 는 다음과 같은 메모리 오퍼레이션 시퀀스를 수행 요청합니다:
+
+ Q = LOAD P, D = LOAD *Q
+
+ 그리고 그 시퀀스 내에서의 순서는 항상 지켜집니다. 대부분의 시스템에서
+ smp_read_barrier_depends() 는 아무일도 안하지만 DEC Alpha 에서는
+ 명시적으로 사용되어야 합니다. 보통의 경우에는 smp_read_barrier_depends()
+ 를 직접 사용하는 대신 rcu_dereference() 같은 것들을 사용해야 함을
+ 알아두세요.
+
+ (*) 특정 CPU 내에서 겹치는 영역의 메모리에 행해지는 로드와 스토어 들은 해당
+ CPU 안에서는 순서가 바뀌지 않은 것으로 보여집니다. 즉, 다음에 대해서:
+
+ a = READ_ONCE(*X); WRITE_ONCE(*X, b);
+
+ CPU 는 다음의 메모리 오퍼레이션 시퀀스만을 메모리에 요청할 겁니다:
+
+ a = LOAD *X, STORE *X = b
+
+ 그리고 다음에 대해서는:
+
+ WRITE_ONCE(*X, c); d = READ_ONCE(*X);
+
+ CPU 는 다음의 수행 요청만을 만들어 냅니다:
+
+ STORE *X = c, d = LOAD *X
+
+ (로드 오퍼레이션과 스토어 오퍼레이션이 겹치는 메모리 영역에 대해
+ 수행된다면 해당 오퍼레이션들은 겹친다고 표현됩니다).
+
+그리고 _반드시_ 또는 _절대로_ 가정하거나 가정하지 말아야 하는 것들이 있습니다:
+
+ (*) 컴파일러가 READ_ONCE() 나 WRITE_ONCE() 로 보호되지 않은 메모리 액세스를
+ 당신이 원하는 대로 할 것이라는 가정은 _절대로_ 해선 안됩니다. 그것들이
+ 없다면, 컴파일러는 컴파일러 배리어 섹션에서 다루게 될, 모든 "창의적인"
+ 변경들을 만들어낼 권한을 갖게 됩니다.
+
+ (*) 개별적인 로드와 스토어들이 주어진 순서대로 요청될 것이라는 가정은 _절대로_
+ 하지 말아야 합니다. 이 말은 곧:
+
+ X = *A; Y = *B; *D = Z;
+
+ 는 다음의 것들 중 어느 것으로든 만들어질 수 있다는 의미입니다:
+
+ X = LOAD *A, Y = LOAD *B, STORE *D = Z
+ X = LOAD *A, STORE *D = Z, Y = LOAD *B
+ Y = LOAD *B, X = LOAD *A, STORE *D = Z
+ Y = LOAD *B, STORE *D = Z, X = LOAD *A
+ STORE *D = Z, X = LOAD *A, Y = LOAD *B
+ STORE *D = Z, Y = LOAD *B, X = LOAD *A
+
+ (*) 겹치는 메모리 액세스들은 합쳐지거나 버려질 수 있음을 _반드시_ 가정해야
+ 합니다. 다음의 코드는:
+
+ X = *A; Y = *(A + 4);
+
+ 다음의 것들 중 뭐든 될 수 있습니다:
+
+ X = LOAD *A; Y = LOAD *(A + 4);
+ Y = LOAD *(A + 4); X = LOAD *A;
+ {X, Y} = LOAD {*A, *(A + 4) };
+
+ 그리고:
+
+ *A = X; *(A + 4) = Y;
+
+ 는 다음 중 뭐든 될 수 있습니다:
+
+ STORE *A = X; STORE *(A + 4) = Y;
+ STORE *(A + 4) = Y; STORE *A = X;
+ STORE {*A, *(A + 4) } = {X, Y};
+
+그리고 보장사항에 반대되는 것들(anti-guarantees)이 있습니다:
+
+ (*) 이 보장사항들은 bitfield 에는 적용되지 않는데, 컴파일러들은 bitfield 를
+ 수정하는 코드를 생성할 때 원자성 없는(non-atomic) 읽고-수정하고-쓰는
+ 인스트럭션들의 조합을 만드는 경우가 많기 때문입니다. 병렬 알고리즘의
+ 동기화에 bitfield 를 사용하려 하지 마십시오.
+
+ (*) bitfield 들이 여러 락으로 보호되는 경우라 하더라도, 하나의 bitfield 의
+ 모든 필드들은 하나의 락으로 보호되어야 합니다. 만약 한 bitfield 의 두
+ 필드가 서로 다른 락으로 보호된다면, 컴파일러의 원자성 없는
+ 읽고-수정하고-쓰는 인스트럭션 조합은 한 필드에의 업데이트가 근처의
+ 필드에도 영향을 끼치게 할 수 있습니다.
+
+ (*) 이 보장사항들은 적절하게 정렬되고 크기가 잡힌 스칼라 변수들에 대해서만
+ 적용됩니다. "적절하게 크기가 잡힌" 이라함은 현재로써는 "char", "short",
+ "int" 그리고 "long" 과 같은 크기의 변수들을 의미합니다. "적절하게 정렬된"
+ 은 자연스런 정렬을 의미하는데, 따라서 "char" 에 대해서는 아무 제약이 없고,
+ "short" 에 대해서는 2바이트 정렬을, "int" 에는 4바이트 정렬을, 그리고
+ "long" 에 대해서는 32-bit 시스템인지 64-bit 시스템인지에 따라 4바이트 또는
+ 8바이트 정렬을 의미합니다. 이 보장사항들은 C11 표준에서 소개되었으므로,
+ C11 전의 오래된 컴파일러(예를 들어, gcc 4.6) 를 사용할 때엔 주의하시기
+ 바랍니다. 표준에 이 보장사항들은 "memory location" 을 정의하는 3.14
+ 섹션에 다음과 같이 설명되어 있습니다:
+ (역자: 인용문이므로 번역하지 않습니다)
+
+ memory location
+ either an object of scalar type, or a maximal sequence
+ of adjacent bit-fields all having nonzero width
+
+ NOTE 1: Two threads of execution can update and access
+ separate memory locations without interfering with
+ each other.
+
+ NOTE 2: A bit-field and an adjacent non-bit-field member
+ are in separate memory locations. The same applies
+ to two bit-fields, if one is declared inside a nested
+ structure declaration and the other is not, or if the two
+ are separated by a zero-length bit-field declaration,
+ or if they are separated by a non-bit-field member
+ declaration. It is not safe to concurrently update two
+ bit-fields in the same structure if all members declared
+ between them are also bit-fields, no matter what the
+ sizes of those intervening bit-fields happen to be.
+
+
+=========================
+메모리 배리어란 무엇인가?
+=========================
+
+앞에서 봤듯이, 상호간 의존성이 없는 메모리 오퍼레이션들은 실제로는 무작위적
+순서로 수행될 수 있으며, 이는 CPU 와 CPU 간의 상호작용이나 I/O 에 문제가 될 수
+있습니다. 따라서 컴파일러와 CPU 가 순서를 바꾸는데 제약을 걸 수 있도록 개입할
+수 있는 어떤 방법이 필요합니다.
+
+메모리 배리어는 그런 개입 수단입니다. 메모리 배리어는 배리어를 사이에 둔 앞과
+뒤 양측의 메모리 오퍼레이션들 간에 부분적 순서가 존재하도록 하는 효과를 줍니다.
+
+시스템의 CPU 들과 여러 디바이스들은 성능을 올리기 위해 명령어 재배치, 실행
+유예, 메모리 오퍼레이션들의 조합, 예측적 로드(speculative load), 브랜치
+예측(speculative branch prediction), 다양한 종류의 캐싱(caching) 등의 다양한
+트릭을 사용할 수 있기 때문에 이런 강제력은 중요합니다. 메모리 배리어들은 이런
+트릭들을 무효로 하거나 억제하는 목적으로 사용되어져서 코드가 여러 CPU 와
+디바이스들 간의 상호작용을 정상적으로 제어할 수 있게 해줍니다.
+
+
+메모리 배리어의 종류
+--------------------
+
+메모리 배리어는 네개의 기본 타입으로 분류됩니다:
+
+ (1) 쓰기 (또는 스토어) 메모리 배리어.
+
+ 쓰기 메모리 배리어는 시스템의 다른 컴포넌트들에 해당 배리어보다 앞서
+ 명시된 모든 STORE 오퍼레이션들이 해당 배리어 뒤에 명시된 모든 STORE
+ 오퍼레이션들보다 먼저 수행된 것으로 보일 것을 보장합니다.
+
+ 쓰기 배리어는 스토어 오퍼레이션들에 대한 부분적 순서 세우기입니다; 로드
+ 오퍼레이션들에 대해서는 어떤 영향도 끼치지 않습니다.
+
+ CPU 는 시간의 흐름에 따라 메모리 시스템에 일련의 스토어 오퍼레이션들을
+ 하나씩 요청해 집어넣습니다. 쓰기 배리어 앞의 모든 스토어 오퍼레이션들은
+ 쓰기 배리어 뒤의 모든 스토어 오퍼레이션들보다 _앞서_ 수행될 겁니다.
+
+ [!] 쓰기 배리어들은 읽기 또는 데이터 의존성 배리어와 함께 짝을 맞춰
+ 사용되어야만 함을 알아두세요; "SMP 배리어 짝맞추기" 서브섹션을 참고하세요.
+
+
+ (2) 데이터 의존성 배리어.
+
+ 데이터 의존성 배리어는 읽기 배리어의 보다 완화된 형태입니다. 두개의 로드
+ 오퍼레이션이 있고 두번째 것이 첫번째 것의 결과에 의존하고 있을 때(예:
+ 두번째 로드가 참조할 주소를 첫번째 로드가 읽는 경우), 두번째 로드가 읽어올
+ 데이터는 첫번째 로드에 의해 그 주소가 얻어지기 전에 업데이트 되어 있음을
+ 보장하기 위해서 데이터 의존성 배리어가 필요할 수 있습니다.
+
+ 데이터 의존성 배리어는 상호 의존적인 로드 오퍼레이션들 사이의 부분적 순서
+ 세우기입니다; 스토어 오퍼레이션들이나 독립적인 로드들, 또는 중복되는
+ 로드들에 대해서는 어떤 영향도 끼치지 않습니다.
+
+ (1) 에서 언급했듯이, 시스템의 CPU 들은 메모리 시스템에 일련의 스토어
+ 오퍼레이션들을 던져 넣고 있으며, 거기에 관심이 있는 다른 CPU 는 그
+ 오퍼레이션들을 메모리 시스템이 실행한 결과를 인지할 수 있습니다. 이처럼
+ 다른 CPU 의 스토어 오퍼레이션의 결과에 관심을 두고 있는 CPU 가 수행 요청한
+ 데이터 의존성 배리어는, 배리어 앞의 어떤 로드 오퍼레이션이 다른 CPU 에서
+ 던져 넣은 스토어 오퍼레이션과 같은 영역을 향했다면, 그런 스토어
+ 오퍼레이션들이 만들어내는 결과가 데이터 의존성 배리어 뒤의 로드
+ 오퍼레이션들에게는 보일 것을 보장합니다.
+
+ 이 순서 세우기 제약에 대한 그림을 보기 위해선 "메모리 배리어 시퀀스의 예"
+ 서브섹션을 참고하시기 바랍니다.
+
+ [!] 첫번째 로드는 반드시 _데이터_ 의존성을 가져야지 컨트롤 의존성을 가져야
+ 하는게 아님을 알아두십시오. 만약 두번째 로드를 위한 주소가 첫번째 로드에
+ 의존적이지만 그 의존성은 조건적이지 그 주소 자체를 가져오는게 아니라면,
+ 그것은 _컨트롤_ 의존성이고, 이 경우에는 읽기 배리어나 그보다 강력한
+ 무언가가 필요합니다. 더 자세한 내용을 위해서는 "컨트롤 의존성" 서브섹션을
+ 참고하시기 바랍니다.
+
+ [!] 데이터 의존성 배리어는 보통 쓰기 배리어들과 함께 짝을 맞춰 사용되어야
+ 합니다; "SMP 배리어 짝맞추기" 서브섹션을 참고하세요.
+
+
+ (3) 읽기 (또는 로드) 메모리 배리어.
+
+ 읽기 배리어는 데이터 의존성 배리어 기능의 보장사항에 더해서 배리어보다
+ 앞서 명시된 모든 LOAD 오퍼레이션들이 배리어 뒤에 명시되는 모든 LOAD
+ 오퍼레이션들보다 먼저 행해진 것으로 시스템의 다른 컴포넌트들에 보여질 것을
+ 보장합니다.
+
+ 읽기 배리어는 로드 오퍼레이션에 행해지는 부분적 순서 세우기입니다; 스토어
+ 오퍼레이션에 대해서는 어떤 영향도 끼치지 않습니다.
+
+ 읽기 메모리 배리어는 데이터 의존성 배리어를 내장하므로 데이터 의존성
+ 배리어를 대신할 수 있습니다.
+
+ [!] 읽기 배리어는 일반적으로 쓰기 배리어들과 함께 짝을 맞춰 사용되어야
+ 합니다; "SMP 배리어 짝맞추기" 서브섹션을 참고하세요.
+
+
+ (4) 범용 메모리 배리어.
+
+ 범용(general) 메모리 배리어는 배리어보다 앞서 명시된 모든 LOAD 와 STORE
+ 오퍼레이션들이 배리어 뒤에 명시된 모든 LOAD 와 STORE 오퍼레이션들보다
+ 먼저 수행된 것으로 시스템의 나머지 컴포넌트들에 보이게 됨을 보장합니다.
+
+ 범용 메모리 배리어는 로드와 스토어 모두에 대한 부분적 순서 세우기입니다.
+
+ 범용 메모리 배리어는 읽기 메모리 배리어, 쓰기 메모리 배리어 모두를
+ 내장하므로, 두 배리어를 모두 대신할 수 있습니다.
+
+
+그리고 두개의 명시적이지 않은 타입이 있습니다:
+
+ (5) ACQUIRE 오퍼레이션.
+
+ 이 타입의 오퍼레이션은 단방향의 투과성 배리어처럼 동작합니다. ACQUIRE
+ 오퍼레이션 뒤의 모든 메모리 오퍼레이션들이 ACQUIRE 오퍼레이션 후에
+ 일어난 것으로 시스템의 나머지 컴포넌트들에 보이게 될 것이 보장됩니다.
+ LOCK 오퍼레이션과 smp_load_acquire(), smp_cond_acquire() 오퍼레이션도
+ ACQUIRE 오퍼레이션에 포함됩니다. smp_cond_acquire() 오퍼레이션은 컨트롤
+ 의존성과 smp_rmb() 를 사용해서 ACQUIRE 의 의미적 요구사항(semantic)을
+ 충족시킵니다.
+
+ ACQUIRE 오퍼레이션 앞의 메모리 오퍼레이션들은 ACQUIRE 오퍼레이션 완료 후에
+ 수행된 것처럼 보일 수 있습니다.
+
+ ACQUIRE 오퍼레이션은 거의 항상 RELEASE 오퍼레이션과 짝을 지어 사용되어야
+ 합니다.
+
+
+ (6) RELEASE 오퍼레이션.
+
+ 이 타입의 오퍼레이션들도 단방향 투과성 배리어처럼 동작합니다. RELEASE
+ 오퍼레이션 앞의 모든 메모리 오퍼레이션들은 RELEASE 오퍼레이션 전에 완료된
+ 것으로 시스템의 다른 컴포넌트들에 보여질 것이 보장됩니다. UNLOCK 류의
+ 오퍼레이션들과 smp_store_release() 오퍼레이션도 RELEASE 오퍼레이션의
+ 일종입니다.
+
+ RELEASE 오퍼레이션 뒤의 메모리 오퍼레이션들은 RELEASE 오퍼레이션이
+ 완료되기 전에 행해진 것처럼 보일 수 있습니다.
+
+ ACQUIRE 와 RELEASE 오퍼레이션의 사용은 일반적으로 다른 메모리 배리어의
+ 필요성을 없앱니다 (하지만 "MMIO 쓰기 배리어" 서브섹션에서 설명되는 예외를
+ 알아두세요). 또한, RELEASE+ACQUIRE 조합은 범용 메모리 배리어처럼 동작할
+ 것을 보장하지 -않습니다-. 하지만, 어떤 변수에 대한 RELEASE 오퍼레이션을
+ 앞서는 메모리 액세스들의 수행 결과는 이 RELEASE 오퍼레이션을 뒤이어 같은
+ 변수에 대해 수행된 ACQUIRE 오퍼레이션을 뒤따르는 메모리 액세스에는 보여질
+ 것이 보장됩니다. 다르게 말하자면, 주어진 변수의 크리티컬 섹션에서는, 해당
+ 변수에 대한 앞의 크리티컬 섹션에서의 모든 액세스들이 완료되었을 것을
+ 보장합니다.
+
+ 즉, ACQUIRE 는 최소한의 "취득" 동작처럼, 그리고 RELEASE 는 최소한의 "공개"
+ 처럼 동작한다는 의미입니다.
+
+atomic_ops.txt 에서 설명되는 어토믹 오퍼레이션들 중에는 완전히 순서잡힌 것들과
+(배리어를 사용하지 않는) 완화된 순서의 것들 외에 ACQUIRE 와 RELEASE 부류의
+것들도 존재합니다. 로드와 스토어를 모두 수행하는 조합된 어토믹 오퍼레이션에서,
+ACQUIRE 는 해당 오퍼레이션의 로드 부분에만 적용되고 RELEASE 는 해당
+오퍼레이션의 스토어 부분에만 적용됩니다.
+
+메모리 배리어들은 두 CPU 간, 또는 CPU 와 디바이스 간에 상호작용의 가능성이 있을
+때에만 필요합니다. 만약 어떤 코드에 그런 상호작용이 없을 것이 보장된다면, 해당
+코드에서는 메모리 배리어를 사용할 필요가 없습니다.
+
+
+이것들은 _최소한의_ 보장사항들임을 알아두세요. 다른 아키텍쳐에서는 더 강력한
+보장사항을 제공할 수도 있습니다만, 그런 보장사항은 아키텍쳐 종속적 코드 이외의
+부분에서는 신뢰되지 _않을_ 겁니다.
+
+
+메모리 배리어에 대해 가정해선 안될 것
+-------------------------------------
+
+리눅스 커널 메모리 배리어들이 보장하지 않는 것들이 있습니다:
+
+ (*) 메모리 배리어 앞에서 명시된 어떤 메모리 액세스도 메모리 배리어 명령의 수행
+ 완료 시점까지 _완료_ 될 것이란 보장은 없습니다; 배리어가 하는 일은 CPU 의
+ 액세스 큐에 특정 타입의 액세스들은 넘을 수 없는 선을 긋는 것으로 생각될 수
+ 있습니다.
+
+ (*) 한 CPU 에서 메모리 배리어를 수행하는게 시스템의 다른 CPU 나 하드웨어에
+ 어떤 직접적인 영향을 끼친다는 보장은 존재하지 않습니다. 배리어 수행이
+ 만드는 간접적 영향은 두번째 CPU 가 첫번째 CPU 의 액세스들의 결과를
+ 바라보는 순서가 됩니다만, 다음 항목을 보세요:
+
+ (*) 첫번째 CPU 가 두번째 CPU 의 메모리 액세스들의 결과를 바라볼 때, _설령_
+ 두번째 CPU 가 메모리 배리어를 사용한다 해도, 첫번째 CPU _또한_ 그에 맞는
+ 메모리 배리어를 사용하지 않는다면 ("SMP 배리어 짝맞추기" 서브섹션을
+ 참고하세요) 그 결과가 올바른 순서로 보여진다는 보장은 없습니다.
+
+ (*) CPU 바깥의 하드웨어[*] 가 메모리 액세스들의 순서를 바꾸지 않는다는 보장은
+ 존재하지 않습니다. CPU 캐시 일관성 메커니즘은 메모리 배리어의 간접적
+ 영향을 CPU 사이에 전파하긴 하지만, 순서대로 전파하지는 않을 수 있습니다.
+
+ [*] 버스 마스터링 DMA 와 일관성에 대해서는 다음을 참고하시기 바랍니다:
+
+ Documentation/PCI/pci.txt
+ Documentation/DMA-API-HOWTO.txt
+ Documentation/DMA-API.txt
+
+
+데이터 의존성 배리어
+--------------------
+
+데이터 의존성 배리어의 사용에 있어 지켜야 하는 사항들은 약간 미묘하고, 데이터
+의존성 배리어가 사용되어야 하는 상황도 항상 명백하지는 않습니다. 설명을 위해
+다음의 이벤트 시퀀스를 생각해 봅시다:
+
+ CPU 1 CPU 2
+ =============== ===============
+ { A == 1, B == 2, C == 3, P == &A, Q == &C }
+ B = 4;
+ <쓰기 배리어>
+ WRITE_ONCE(P, &B)
+ Q = READ_ONCE(P);
+ D = *Q;
+
+여기엔 분명한 데이터 의존성이 존재하므로, 이 시퀀스가 끝났을 때 Q 는 &A 또는 &B
+일 것이고, 따라서:
+
+ (Q == &A) 는 (D == 1) 를,
+ (Q == &B) 는 (D == 4) 를 의미합니다.
+
+하지만! CPU 2 는 B 의 업데이트를 인식하기 전에 P 의 업데이트를 인식할 수 있고,
+따라서 다음의 결과가 가능합니다:
+
+ (Q == &B) and (D == 2) ????
+
+이런 결과는 일관성이나 인과 관계 유지가 실패한 것처럼 보일 수도 있겠지만,
+그렇지 않습니다, 그리고 이 현상은 (DEC Alpha 와 같은) 여러 CPU 에서 실제로
+발견될 수 있습니다.
+
+이 문제 상황을 제대로 해결하기 위해, 데이터 의존성 배리어나 그보다 강화된
+무언가가 주소를 읽어올 때와 데이터를 읽어올 때 사이에 추가되어야만 합니다:
+
+ CPU 1 CPU 2
+ =============== ===============
+ { A == 1, B == 2, C == 3, P == &A, Q == &C }
+ B = 4;
+ <쓰기 배리어>
+ WRITE_ONCE(P, &B);
+ Q = READ_ONCE(P);
+ <데이터 의존성 배리어>
+ D = *Q;
+
+이 변경은 앞의 처음 두가지 결과 중 하나만이 발생할 수 있고, 세번째의 결과는
+발생할 수 없도록 합니다.
+
+데이터 의존성 배리어는 의존적 쓰기에 대해서도 순서를 잡아줍니다:
+
+ CPU 1 CPU 2
+ =============== ===============
+ { A == 1, B == 2, C = 3, P == &A, Q == &C }
+ B = 4;
+ <쓰기 배리어>
+ WRITE_ONCE(P, &B);
+ Q = READ_ONCE(P);
+ <데이터 의존성 배리어>
+ *Q = 5;
+
+이 데이터 의존성 배리어는 Q 로의 읽기가 *Q 로의 스토어와 순서를 맞추게
+해줍니다. 이는 다음과 같은 결과를 막습니다:
+
+ (Q == &B) && (B == 4)
+
+이런 패턴은 드물게 사용되어야 함을 알아 두시기 바랍니다. 무엇보다도, 의존성
+순서 규칙의 의도는 쓰기 작업을 -예방- 해서 그로 인해 발생하는 비싼 캐시 미스도
+없애려는 것입니다. 이 패턴은 드물게 발생하는 에러 조건 같은것들을 기록하는데
+사용될 수 있고, 이렇게 배리어를 사용해 순서를 지키게 함으로써 그런 기록이
+사라지는 것을 막습니다.
+
+
+[!] 상당히 비직관적인 이 상황은 분리된 캐시를 가진 기계, 예를 들어 한 캐시
+뱅크가 짝수번 캐시 라인을 처리하고 다른 뱅크는 홀수번 캐시 라인을 처리하는 기계
+등에서 가장 잘 발생합니다. 포인터 P 는 홀수 번호의 캐시 라인에 있고, 변수 B 는
+짝수 번호 캐시 라인에 있다고 생각해 봅시다. 그런 상태에서 읽기 작업을 하는 CPU
+의 짝수번 뱅크는 할 일이 쌓여 매우 바쁘지만 홀수번 뱅크는 할 일이 없어 아무
+일도 하지 않고 있었다면, 포인터 P 는 새 값 (&B) 을, 그리고 변수 B 는 옛날 값
+(2) 을 가지고 있는 상태가 보여질 수도 있습니다.
+
+
+데이터 의존성 배리어는 매우 중요한데, 예를 들어 RCU 시스템에서 그렇습니다.
+include/linux/rcupdate.h 의 rcu_assign_pointer() 와 rcu_dereference() 를
+참고하세요. 여기서 데이터 의존성 배리어는 RCU 로 관리되는 포인터의 타겟을 현재
+타겟에서 수정된 새로운 타겟으로 바꾸는 작업에서 새로 수정된 타겟이 초기화가
+완료되지 않은 채로 보여지는 일이 일어나지 않게 해줍니다.
+
+더 많은 예를 위해선 "캐시 일관성" 서브섹션을 참고하세요.
+
+
+컨트롤 의존성
+-------------
+
+로드-로드 컨트롤 의존성은 데이터 의존성 배리어만으로는 정확히 동작할 수가
+없어서 읽기 메모리 배리어를 필요로 합니다. 아래의 코드를 봅시다:
+
+ q = READ_ONCE(a);
+ if (q) {
+ <데이터 의존성 배리어> /* BUG: No data dependency!!! */
+ p = READ_ONCE(b);
+ }
+
+이 코드는 원하는 대로의 효과를 내지 못할 수 있는데, 이 코드에는 데이터 의존성이
+아니라 컨트롤 의존성이 존재하기 때문으로, 이런 상황에서 CPU 는 실행 속도를 더
+빠르게 하기 위해 분기 조건의 결과를 예측하고 코드를 재배치 할 수 있어서 다른
+CPU 는 b 로부터의 로드 오퍼레이션이 a 로부터의 로드 오퍼레이션보다 먼저 발생한
+걸로 인식할 수 있습니다. 여기에 정말로 필요했던 건 다음과 같습니다:
+
+ q = READ_ONCE(a);
+ if (q) {
+ <읽기 배리어>
+ p = READ_ONCE(b);
+ }
+
+하지만, 스토어 오퍼레이션은 예측적으로 수행되지 않습니다. 즉, 다음 예에서와
+같이 로드-스토어 컨트롤 의존성이 존재하는 경우에는 순서가 -지켜진다-는
+의미입니다.
+
+ q = READ_ONCE(a);
+ if (q) {
+ WRITE_ONCE(b, p);
+ }
+
+컨트롤 의존성은 보통 다른 타입의 배리어들과 짝을 맞춰 사용됩니다. 그렇다곤
+하나, READ_ONCE() 는 반드시 사용해야 함을 부디 명심하세요! READ_ONCE() 가
+없다면, 컴파일러가 'a' 로부터의 로드를 'a' 로부터의 또다른 로드와, 'b' 로의
+스토어를 'b' 로의 또다른 스토어와 조합해 버려 매우 비직관적인 결과를 초래할 수
+있습니다.
+
+이걸로 끝이 아닌게, 컴파일러가 변수 'a' 의 값이 항상 0이 아니라고 증명할 수
+있다면, 앞의 예에서 "if" 문을 없애서 다음과 같이 최적화 할 수도 있습니다:
+
+ q = a;
+ b = p; /* BUG: Compiler and CPU can both reorder!!! */
+
+그러니 READ_ONCE() 를 반드시 사용하세요.
+
+다음과 같이 "if" 문의 양갈래 브랜치에 모두 존재하는 동일한 스토어에 대해 순서를
+강제하고 싶은 경우가 있을 수 있습니다:
+
+ q = READ_ONCE(a);
+ if (q) {
+ barrier();
+ WRITE_ONCE(b, p);
+ do_something();
+ } else {
+ barrier();
+ WRITE_ONCE(b, p);
+ do_something_else();
+ }
+
+안타깝게도, 현재의 컴파일러들은 높은 최적화 레벨에서는 이걸 다음과 같이
+바꿔버립니다:
+
+ q = READ_ONCE(a);
+ barrier();
+ WRITE_ONCE(b, p); /* BUG: No ordering vs. load from a!!! */
+ if (q) {
+ /* WRITE_ONCE(b, p); -- moved up, BUG!!! */
+ do_something();
+ } else {
+ /* WRITE_ONCE(b, p); -- moved up, BUG!!! */
+ do_something_else();
+ }
+
+이제 'a' 에서의 로드와 'b' 로의 스토어 사이에는 조건적 관계가 없기 때문에 CPU
+는 이들의 순서를 바꿀 수 있게 됩니다: 이런 경우에 조건적 관계는 반드시
+필요한데, 모든 컴파일러 최적화가 이루어지고 난 후의 어셈블리 코드에서도
+마찬가지입니다. 따라서, 이 예에서 순서를 지키기 위해서는 smp_store_release()
+와 같은 명시적 메모리 배리어가 필요합니다:
+
+ q = READ_ONCE(a);
+ if (q) {
+ smp_store_release(&b, p);
+ do_something();
+ } else {
+ smp_store_release(&b, p);
+ do_something_else();
+ }
+
+반면에 명시적 메모리 배리어가 없다면, 이런 경우의 순서는 스토어 오퍼레이션들이
+서로 다를 때에만 보장되는데, 예를 들면 다음과 같은 경우입니다:
+
+ q = READ_ONCE(a);
+ if (q) {
+ WRITE_ONCE(b, p);
+ do_something();
+ } else {
+ WRITE_ONCE(b, r);
+ do_something_else();
+ }
+
+처음의 READ_ONCE() 는 컴파일러가 'a' 의 값을 증명해내는 것을 막기 위해 여전히
+필요합니다.
+
+또한, 로컬 변수 'q' 를 가지고 하는 일에 대해 주의해야 하는데, 그러지 않으면
+컴파일러는 그 값을 추측하고 또다시 필요한 조건관계를 없애버릴 수 있습니다.
+예를 들면:
+
+ q = READ_ONCE(a);
+ if (q % MAX) {
+ WRITE_ONCE(b, p);
+ do_something();
+ } else {
+ WRITE_ONCE(b, r);
+ do_something_else();
+ }
+
+만약 MAX 가 1 로 정의된 상수라면, 컴파일러는 (q % MAX) 는 0이란 것을 알아채고,
+위의 코드를 아래와 같이 바꿔버릴 수 있습니다:
+
+ q = READ_ONCE(a);
+ WRITE_ONCE(b, p);
+ do_something_else();
+
+이렇게 되면, CPU 는 변수 'a' 로부터의 로드와 변수 'b' 로의 스토어 사이의 순서를
+지켜줄 필요가 없어집니다. barrier() 를 추가해 해결해 보고 싶겠지만, 그건
+도움이 안됩니다. 조건 관계는 사라졌고, barrier() 는 이를 되돌리지 못합니다.
+따라서, 이 순서를 지켜야 한다면, MAX 가 1 보다 크다는 것을, 다음과 같은 방법을
+사용해 분명히 해야 합니다:
+
+ q = READ_ONCE(a);
+ BUILD_BUG_ON(MAX <= 1); /* Order load from a with store to b. */
+ if (q % MAX) {
+ WRITE_ONCE(b, p);
+ do_something();
+ } else {
+ WRITE_ONCE(b, r);
+ do_something_else();
+ }
+
+'b' 로의 스토어들은 여전히 서로 다름을 알아두세요. 만약 그것들이 동일하면,
+앞에서 이야기했듯, 컴파일러가 그 스토어 오퍼레이션들을 'if' 문 바깥으로
+끄집어낼 수 있습니다.
+
+또한 이진 조건문 평가에 너무 의존하지 않도록 조심해야 합니다. 다음의 예를
+봅시다:
+
+ q = READ_ONCE(a);
+ if (q || 1 > 0)
+ WRITE_ONCE(b, 1);
+
+첫번째 조건만으로는 브랜치 조건 전체를 거짓으로 만들 수 없고 두번째 조건은 항상
+참이기 때문에, 컴파일러는 이 예를 다음과 같이 바꿔서 컨트롤 의존성을 없애버릴
+수 있습니다:
+
+ q = READ_ONCE(a);
+ WRITE_ONCE(b, 1);
+
+이 예는 컴파일러가 코드를 추측으로 수정할 수 없도록 분명히 해야 한다는 점을
+강조합니다. 조금 더 일반적으로 말해서, READ_ONCE() 는 컴파일러에게 주어진 로드
+오퍼레이션을 위한 코드를 정말로 만들도록 하지만, 컴파일러가 그렇게 만들어진
+코드의 수행 결과를 사용하도록 강제하지는 않습니다.
+
+마지막으로, 컨트롤 의존성은 이행성 (transitivity) 을 제공하지 -않습니다-. 이건
+x 와 y 가 둘 다 0 이라는 초기값을 가졌다는 가정 하의 두개의 예제로
+보이겠습니다:
+
+ CPU 0 CPU 1
+ ======================= =======================
+ r1 = READ_ONCE(x); r2 = READ_ONCE(y);
+ if (r1 > 0) if (r2 > 0)
+ WRITE_ONCE(y, 1); WRITE_ONCE(x, 1);
+
+ assert(!(r1 == 1 && r2 == 1));
+
+이 두 CPU 예제에서 assert() 의 조건은 항상 참일 것입니다. 그리고, 만약 컨트롤
+의존성이 이행성을 (실제로는 그러지 않지만) 보장한다면, 다음의 CPU 가 추가되어도
+아래의 assert() 조건은 참이 될것입니다:
+
+ CPU 2
+ =====================
+ WRITE_ONCE(x, 2);
+
+ assert(!(r1 == 2 && r2 == 1 && x == 2)); /* FAILS!!! */
+
+하지만 컨트롤 의존성은 이행성을 제공하지 -않기- 때문에, 세개의 CPU 예제가 실행
+완료된 후에 위의 assert() 의 조건은 거짓으로 평가될 수 있습니다. 세개의 CPU
+예제가 순서를 지키길 원한다면, CPU 0 와 CPU 1 코드의 로드와 스토어 사이, "if"
+문 바로 다음에 smp_mb()를 넣어야 합니다. 더 나아가서, 최초의 두 CPU 예제는
+매우 위험하므로 사용되지 않아야 합니다.
+
+이 두개의 예제는 다음 논문:
+http://www.cl.cam.ac.uk/users/pes20/ppc-supplemental/test6.pdf 와
+이 사이트: https://www.cl.cam.ac.uk/~pes20/ppcmem/index.html 에 나온 LB 와 WWC
+리트머스 테스트입니다.
+
+요약하자면:
+
+ (*) 컨트롤 의존성은 앞의 로드들을 뒤의 스토어들에 대해 순서를 맞춰줍니다.
+ 하지만, 그 외의 어떤 순서도 보장하지 -않습니다-: 앞의 로드와 뒤의 로드들
+ 사이에도, 앞의 스토어와 뒤의 스토어들 사이에도요. 이런 다른 형태의
+ 순서가 필요하다면 smp_rmb() 나 smp_wmb()를, 또는, 앞의 스토어들과 뒤의
+ 로드들 사이의 순서를 위해서는 smp_mb() 를 사용하세요.
+
+ (*) "if" 문의 양갈래 브랜치가 같은 변수에의 동일한 스토어로 시작한다면, 그
+ 스토어들은 각 스토어 앞에 smp_mb() 를 넣거나 smp_store_release() 를
+ 사용해서 스토어를 하는 식으로 순서를 맞춰줘야 합니다. 이 문제를 해결하기
+ 위해 "if" 문의 양갈래 브랜치의 시작 지점에 barrier() 를 넣는 것만으로는
+ 충분한 해결이 되지 않는데, 이는 앞의 예에서 본것과 같이, 컴파일러의
+ 최적화는 barrier() 가 의미하는 바를 지키면서도 컨트롤 의존성을 손상시킬
+ 수 있기 때문이라는 점을 부디 알아두시기 바랍니다.
+
+ (*) 컨트롤 의존성은 앞의 로드와 뒤의 스토어 사이에 최소 하나의, 실행
+ 시점에서의 조건관계를 필요로 하며, 이 조건관계는 앞의 로드와 관계되어야
+ 합니다. 만약 컴파일러가 조건 관계를 최적화로 없앨수 있다면, 순서도
+ 최적화로 없애버렸을 겁니다. READ_ONCE() 와 WRITE_ONCE() 의 주의 깊은
+ 사용은 주어진 조건 관계를 유지하는데 도움이 될 수 있습니다.
+
+ (*) 컨트롤 의존성을 위해선 컴파일러가 조건관계를 없애버리는 것을 막아야
+ 합니다. 주의 깊은 READ_ONCE() 나 atomic{,64}_read() 의 사용이 컨트롤
+ 의존성이 사라지지 않게 하는데 도움을 줄 수 있습니다. 더 많은 정보를
+ 위해선 "컴파일러 배리어" 섹션을 참고하시기 바랍니다.
+
+ (*) 컨트롤 의존성은 보통 다른 타입의 배리어들과 짝을 맞춰 사용됩니다.
+
+ (*) 컨트롤 의존성은 이행성을 제공하지 -않습니다-. 이행성이 필요하다면,
+ smp_mb() 를 사용하세요.
+
+
+SMP 배리어 짝맞추기
+--------------------
+
+CPU 간 상호작용을 다룰 때에 일부 타입의 메모리 배리어는 항상 짝을 맞춰
+사용되어야 합니다. 적절하게 짝을 맞추지 않은 코드는 사실상 에러에 가깝습니다.
+
+범용 배리어들은 범용 배리어끼리도 짝을 맞추지만 이행성이 없는 대부분의 다른
+타입의 배리어들과도 짝을 맞춥니다. ACQUIRE 배리어는 RELEASE 배리어와 짝을
+맞춥니다만, 둘 다 범용 배리어를 포함해 다른 배리어들과도 짝을 맞출 수 있습니다.
+쓰기 배리어는 데이터 의존성 배리어나 컨트롤 의존성, ACQUIRE 배리어, RELEASE
+배리어, 읽기 배리어, 또는 범용 배리어와 짝을 맞춥니다. 비슷하게 읽기 배리어나
+컨트롤 의존성, 또는 데이터 의존성 배리어는 쓰기 배리어나 ACQUIRE 배리어,
+RELEASE 배리어, 또는 범용 배리어와 짝을 맞추는데, 다음과 같습니다:
+
+ CPU 1 CPU 2
+ =============== ===============
+ WRITE_ONCE(a, 1);
+ <쓰기 배리어>
+ WRITE_ONCE(b, 2); x = READ_ONCE(b);
+ <읽기 배리어>
+ y = READ_ONCE(a);
+
+또는:
+
+ CPU 1 CPU 2
+ =============== ===============================
+ a = 1;
+ <쓰기 배리어>
+ WRITE_ONCE(b, &a); x = READ_ONCE(b);
+ <데이터 의존성 배리어>
+ y = *x;
+
+또는:
+
+ CPU 1 CPU 2
+ =============== ===============================
+ r1 = READ_ONCE(y);
+ <범용 배리어>
+ WRITE_ONCE(y, 1); if (r2 = READ_ONCE(x)) {
+ <묵시적 컨트롤 의존성>
+ WRITE_ONCE(y, 1);
+ }
+
+ assert(r1 == 0 || r2 == 0);
+
+기본적으로, 여기서의 읽기 배리어는 "더 완화된" 타입일 순 있어도 항상 존재해야
+합니다.
+
+[!] 쓰기 배리어 앞의 스토어 오퍼레이션은 일반적으로 읽기 배리어나 데이터
+의존성 배리어 뒤의 로드 오퍼레이션과 매치될 것이고, 반대도 마찬가지입니다:
+
+ CPU 1 CPU 2
+ =================== ===================
+ WRITE_ONCE(a, 1); }---- --->{ v = READ_ONCE(c);
+ WRITE_ONCE(b, 2); } \ / { w = READ_ONCE(d);
+ <쓰기 배리어> \ <읽기 배리어>
+ WRITE_ONCE(c, 3); } / \ { x = READ_ONCE(a);
+ WRITE_ONCE(d, 4); }---- --->{ y = READ_ONCE(b);
+
+
+메모리 배리어 시퀀스의 예
+-------------------------
+
+첫째, 쓰기 배리어는 스토어 오퍼레이션들의 부분적 순서 세우기로 동작합니다.
+아래의 이벤트 시퀀스를 보세요:
+
+ CPU 1
+ =======================
+ STORE A = 1
+ STORE B = 2
+ STORE C = 3
+ <쓰기 배리어>
+ STORE D = 4
+ STORE E = 5
+
+이 이벤트 시퀀스는 메모리 일관성 시스템에 원소끼리의 순서가 존재하지 않는 집합
+{ STORE A, STORE B, STORE C } 가 역시 원소끼리의 순서가 존재하지 않는 집합
+{ STORE D, STORE E } 보다 먼저 일어난 것으로 시스템의 나머지 요소들에 보이도록
+전달됩니다:
+
+ +-------+ : :
+ | | +------+
+ | |------>| C=3 | } /\
+ | | : +------+ }----- \ -----> 시스템의 나머지 요소에
+ | | : | A=1 | } \/ 보여질 수 있는 이벤트들
+ | | : +------+ }
+ | CPU 1 | : | B=2 | }
+ | | +------+ }
+ | | wwwwwwwwwwwwwwww } <--- 여기서 쓰기 배리어는 배리어 앞의
+ | | +------+ } 모든 스토어가 배리어 뒤의 스토어
+ | | : | E=5 | } 전에 메모리 시스템에 전달되도록
+ | | : +------+ } 합니다
+ | |------>| D=4 | }
+ | | +------+
+ +-------+ : :
+ |
+ | CPU 1 에 의해 메모리 시스템에 전달되는
+ | 일련의 스토어 오퍼레이션들
+ V
+
+
+둘째, 데이터 의존성 배리어는 데이터 의존적 로드 오퍼레이션들의 부분적 순서
+세우기로 동작합니다. 다음 일련의 이벤트들을 보세요:
+
+ CPU 1 CPU 2
+ ======================= =======================
+ { B = 7; X = 9; Y = 8; C = &Y }
+ STORE A = 1
+ STORE B = 2
+ <쓰기 배리어>
+ STORE C = &B LOAD X
+ STORE D = 4 LOAD C (gets &B)
+ LOAD *C (reads B)
+
+여기에 별다른 개입이 없다면, CPU 1 의 쓰기 배리어에도 불구하고 CPU 2 는 CPU 1
+의 이벤트들을 완전히 무작위적 순서로 인지하게 됩니다:
+
+ +-------+ : : : :
+ | | +------+ +-------+ | CPU 2 에 인지되는
+ | |------>| B=2 |----- --->| Y->8 | | 업데이트 이벤트
+ | | : +------+ \ +-------+ | 시퀀스
+ | CPU 1 | : | A=1 | \ --->| C->&Y | V
+ | | +------+ | +-------+
+ | | wwwwwwwwwwwwwwww | : :
+ | | +------+ | : :
+ | | : | C=&B |--- | : : +-------+
+ | | : +------+ \ | +-------+ | |
+ | |------>| D=4 | ----------->| C->&B |------>| |
+ | | +------+ | +-------+ | |
+ +-------+ : : | : : | |
+ | : : | |
+ | : : | CPU 2 |
+ | +-------+ | |
+ 분명히 잘못된 ---> | | B->7 |------>| |
+ B 의 값 인지 (!) | +-------+ | |
+ | : : | |
+ | +-------+ | |
+ X 의 로드가 B 의 ---> \ | X->9 |------>| |
+ 일관성 유지를 \ +-------+ | |
+ 지연시킴 ----->| B->2 | +-------+
+ +-------+
+ : :
+
+
+앞의 예에서, CPU 2 는 (B 의 값이 될) *C 의 값 읽기가 C 의 LOAD 뒤에 이어짐에도
+B 가 7 이라는 결과를 얻습니다.
+
+하지만, 만약 데이터 의존성 배리어가 C 의 로드와 *C (즉, B) 의 로드 사이에
+있었다면:
+
+ CPU 1 CPU 2
+ ======================= =======================
+ { B = 7; X = 9; Y = 8; C = &Y }
+ STORE A = 1
+ STORE B = 2
+ <쓰기 배리어>
+ STORE C = &B LOAD X
+ STORE D = 4 LOAD C (gets &B)
+ <데이터 의존성 배리어>
+ LOAD *C (reads B)
+
+다음과 같이 됩니다:
+
+ +-------+ : : : :
+ | | +------+ +-------+
+ | |------>| B=2 |----- --->| Y->8 |
+ | | : +------+ \ +-------+
+ | CPU 1 | : | A=1 | \ --->| C->&Y |
+ | | +------+ | +-------+
+ | | wwwwwwwwwwwwwwww | : :
+ | | +------+ | : :
+ | | : | C=&B |--- | : : +-------+
+ | | : +------+ \ | +-------+ | |
+ | |------>| D=4 | ----------->| C->&B |------>| |
+ | | +------+ | +-------+ | |
+ +-------+ : : | : : | |
+ | : : | |
+ | : : | CPU 2 |
+ | +-------+ | |
+ | | X->9 |------>| |
+ | +-------+ | |
+ C 로의 스토어 앞의 ---> \ ddddddddddddddddd | |
+ 모든 이벤트 결과가 \ +-------+ | |
+ 뒤의 로드에게 ----->| B->2 |------>| |
+ 보이게 강제한다 +-------+ | |
+ : : +-------+
+
+
+셋째, 읽기 배리어는 로드 오퍼레이션들에의 부분적 순서 세우기로 동작합니다.
+아래의 일련의 이벤트를 봅시다:
+
+ CPU 1 CPU 2
+ ======================= =======================
+ { A = 0, B = 9 }
+ STORE A=1
+ <쓰기 배리어>
+ STORE B=2
+ LOAD B
+ LOAD A
+
+CPU 1 은 쓰기 배리어를 쳤지만, 별다른 개입이 없다면 CPU 2 는 CPU 1 에서 행해진
+이벤트의 결과를 무작위적 순서로 인지하게 됩니다.
+
+ +-------+ : : : :
+ | | +------+ +-------+
+ | |------>| A=1 |------ --->| A->0 |
+ | | +------+ \ +-------+
+ | CPU 1 | wwwwwwwwwwwwwwww \ --->| B->9 |
+ | | +------+ | +-------+
+ | |------>| B=2 |--- | : :
+ | | +------+ \ | : : +-------+
+ +-------+ : : \ | +-------+ | |
+ ---------->| B->2 |------>| |
+ | +-------+ | CPU 2 |
+ | | A->0 |------>| |
+ | +-------+ | |
+ | : : +-------+
+ \ : :
+ \ +-------+
+ ---->| A->1 |
+ +-------+
+ : :
+
+
+하지만, 만약 읽기 배리어가 B 의 로드와 A 의 로드 사이에 존재한다면:
+
+ CPU 1 CPU 2
+ ======================= =======================
+ { A = 0, B = 9 }
+ STORE A=1
+ <쓰기 배리어>
+ STORE B=2
+ LOAD B
+ <읽기 배리어>
+ LOAD A
+
+CPU 1 에 의해 만들어진 부분적 순서가 CPU 2 에도 그대로 인지됩니다:
+
+ +-------+ : : : :
+ | | +------+ +-------+
+ | |------>| A=1 |------ --->| A->0 |
+ | | +------+ \ +-------+
+ | CPU 1 | wwwwwwwwwwwwwwww \ --->| B->9 |
+ | | +------+ | +-------+
+ | |------>| B=2 |--- | : :
+ | | +------+ \ | : : +-------+
+ +-------+ : : \ | +-------+ | |
+ ---------->| B->2 |------>| |
+ | +-------+ | CPU 2 |
+ | : : | |
+ | : : | |
+ 여기서 읽기 배리어는 ----> \ rrrrrrrrrrrrrrrrr | |
+ B 로의 스토어 전의 \ +-------+ | |
+ 모든 결과를 CPU 2 에 ---->| A->1 |------>| |
+ 보이도록 한다 +-------+ | |
+ : : +-------+
+
+
+더 완벽한 설명을 위해, A 의 로드가 읽기 배리어 앞과 뒤에 있으면 어떻게 될지
+생각해 봅시다:
+
+ CPU 1 CPU 2
+ ======================= =======================
+ { A = 0, B = 9 }
+ STORE A=1
+ <쓰기 배리어>
+ STORE B=2
+ LOAD B
+ LOAD A [first load of A]
+ <읽기 배리어>
+ LOAD A [second load of A]
+
+A 의 로드 두개가 모두 B 의 로드 뒤에 있지만, 서로 다른 값을 얻어올 수
+있습니다:
+
+ +-------+ : : : :
+ | | +------+ +-------+
+ | |------>| A=1 |------ --->| A->0 |
+ | | +------+ \ +-------+
+ | CPU 1 | wwwwwwwwwwwwwwww \ --->| B->9 |
+ | | +------+ | +-------+
+ | |------>| B=2 |--- | : :
+ | | +------+ \ | : : +-------+
+ +-------+ : : \ | +-------+ | |
+ ---------->| B->2 |------>| |
+ | +-------+ | CPU 2 |
+ | : : | |
+ | : : | |
+ | +-------+ | |
+ | | A->0 |------>| 1st |
+ | +-------+ | |
+ 여기서 읽기 배리어는 ----> \ rrrrrrrrrrrrrrrrr | |
+ B 로의 스토어 전의 \ +-------+ | |
+ 모든 결과를 CPU 2 에 ---->| A->1 |------>| 2nd |
+ 보이도록 한다 +-------+ | |
+ : : +-------+
+
+
+하지만 CPU 1 에서의 A 업데이트는 읽기 배리어가 완료되기 전에도 보일 수도
+있긴 합니다:
+
+ +-------+ : : : :
+ | | +------+ +-------+
+ | |------>| A=1 |------ --->| A->0 |
+ | | +------+ \ +-------+
+ | CPU 1 | wwwwwwwwwwwwwwww \ --->| B->9 |
+ | | +------+ | +-------+
+ | |------>| B=2 |--- | : :
+ | | +------+ \ | : : +-------+
+ +-------+ : : \ | +-------+ | |
+ ---------->| B->2 |------>| |
+ | +-------+ | CPU 2 |
+ | : : | |
+ \ : : | |
+ \ +-------+ | |
+ ---->| A->1 |------>| 1st |
+ +-------+ | |
+ rrrrrrrrrrrrrrrrr | |
+ +-------+ | |
+ | A->1 |------>| 2nd |
+ +-------+ | |
+ : : +-------+
+
+
+여기서 보장되는 건, 만약 B 의 로드가 B == 2 라는 결과를 봤다면, A 에의 두번째
+로드는 항상 A == 1 을 보게 될 것이라는 겁니다. A 에의 첫번째 로드에는 그런
+보장이 없습니다; A == 0 이거나 A == 1 이거나 둘 중 하나의 결과를 보게 될겁니다.
+
+
+읽기 메모리 배리어 VS 로드 예측
+-------------------------------
+
+많은 CPU들이 로드를 예측적으로 (speculatively) 합니다: 어떤 데이터를 메모리에서
+로드해야 하게 될지 예측을 했다면, 해당 데이터를 로드하는 인스트럭션을 실제로는
+아직 만나지 않았더라도 다른 로드 작업이 없어 버스 (bus) 가 아무 일도 하고 있지
+않다면, 그 데이터를 로드합니다. 이후에 실제 로드 인스트럭션이 실행되면 CPU 가
+이미 그 값을 가지고 있기 때문에 그 로드 인스트럭션은 즉시 완료됩니다.
+
+해당 CPU 는 실제로는 그 값이 필요치 않았다는 사실이 나중에 드러날 수도 있는데 -
+해당 로드 인스트럭션이 브랜치로 우회되거나 했을 수 있겠죠 - , 그렇게 되면 앞서
+읽어둔 값을 버리거나 나중의 사용을 위해 캐시에 넣어둘 수 있습니다.
+
+다음을 생각해 봅시다:
+
+ CPU 1 CPU 2
+ ======================= =======================
+ LOAD B
+ DIVIDE } 나누기 명령은 일반적으로
+ DIVIDE } 긴 시간을 필요로 합니다
+ LOAD A
+
+는 이렇게 될 수 있습니다:
+
+ : : +-------+
+ +-------+ | |
+ --->| B->2 |------>| |
+ +-------+ | CPU 2 |
+ : :DIVIDE | |
+ +-------+ | |
+ 나누기 하느라 바쁜 ---> --->| A->0 |~~~~ | |
+ CPU 는 A 의 LOAD 를 +-------+ ~ | |
+ 예측해서 수행한다 : : ~ | |
+ : :DIVIDE | |
+ : : ~ | |
+ 나누기가 끝나면 ---> ---> : : ~-->| |
+ CPU 는 해당 LOAD 를 : : | |
+ 즉각 완료한다 : : +-------+
+
+
+읽기 배리어나 데이터 의존성 배리어를 두번째 로드 직전에 놓는다면:
+
+ CPU 1 CPU 2
+ ======================= =======================
+ LOAD B
+ DIVIDE
+ DIVIDE
+ <읽기 배리어>
+ LOAD A
+
+예측으로 얻어진 값은 사용된 배리어의 타입에 따라서 해당 값이 옳은지 검토되게
+됩니다. 만약 해당 메모리 영역에 변화가 없었다면, 예측으로 얻어두었던 값이
+사용됩니다:
+
+ : : +-------+
+ +-------+ | |
+ --->| B->2 |------>| |
+ +-------+ | CPU 2 |
+ : :DIVIDE | |
+ +-------+ | |
+ 나누기 하느라 바쁜 ---> --->| A->0 |~~~~ | |
+ CPU 는 A 의 LOAD 를 +-------+ ~ | |
+ 예측한다 : : ~ | |
+ : :DIVIDE | |
+ : : ~ | |
+ : : ~ | |
+ rrrrrrrrrrrrrrrr~ | |
+ : : ~ | |
+ : : ~-->| |
+ : : | |
+ : : +-------+
+
+
+하지만 다른 CPU 에서 업데이트나 무효화가 있었다면, 그 예측은 무효화되고 그 값은
+다시 읽혀집니다:
+
+ : : +-------+
+ +-------+ | |
+ --->| B->2 |------>| |
+ +-------+ | CPU 2 |
+ : :DIVIDE | |
+ +-------+ | |
+ 나누기 하느라 바쁜 ---> --->| A->0 |~~~~ | |
+ CPU 는 A 의 LOAD 를 +-------+ ~ | |
+ 예측한다 : : ~ | |
+ : :DIVIDE | |
+ : : ~ | |
+ : : ~ | |
+ rrrrrrrrrrrrrrrrr | |
+ +-------+ | |
+ 예측성 동작은 무효화 되고 ---> --->| A->1 |------>| |
+ 업데이트된 값이 다시 읽혀진다 +-------+ | |
+ : : +-------+
+
+
+이행성
+------
+
+이행성(transitivity)은 실제의 컴퓨터 시스템에서 항상 제공되지는 않는, 순서
+맞추기에 대한 상당히 직관적인 개념입니다. 다음의 예가 이행성을 보여줍니다:
+
+ CPU 1 CPU 2 CPU 3
+ ======================= ======================= =======================
+ { X = 0, Y = 0 }
+ STORE X=1 LOAD X STORE Y=1
+ <범용 배리어> <범용 배리어>
+ LOAD Y LOAD X
+
+CPU 2 의 X 로드가 1을 리턴했고 Y 로드가 0을 리턴했다고 해봅시다. 이는 CPU 2 의
+X 로드가 CPU 1 의 X 스토어 뒤에 이루어졌고 CPU 2 의 Y 로드는 CPU 3 의 Y 스토어
+전에 이루어졌음을 의미합니다. 그럼 "CPU 3 의 X 로드는 0을 리턴할 수 있나요?"
+
+CPU 2 의 X 로드는 CPU 1 의 스토어 후에 이루어졌으니, CPU 3 의 X 로드는 1을
+리턴하는게 자연스럽습니다. 이런 생각이 이행성의 한 예입니다: CPU A 에서 실행된
+로드가 CPU B 에서의 같은 변수에 대한 로드를 뒤따른다면, CPU A 의 로드는 CPU B
+의 로드가 내놓은 값과 같거나 그 후의 값을 내놓아야 합니다.
+
+리눅스 커널에서 범용 배리어의 사용은 이행성을 보장합니다. 따라서, 앞의 예에서
+CPU 2 의 X 로드가 1을, Y 로드는 0을 리턴했다면, CPU 3 의 X 로드는 반드시 1을
+리턴합니다.
+
+하지만, 읽기나 쓰기 배리어에 대해서는 이행성이 보장되지 -않습니다-. 예를 들어,
+앞의 예에서 CPU 2 의 범용 배리어가 아래처럼 읽기 배리어로 바뀐 경우를 생각해
+봅시다:
+
+ CPU 1 CPU 2 CPU 3
+ ======================= ======================= =======================
+ { X = 0, Y = 0 }
+ STORE X=1 LOAD X STORE Y=1
+ <읽기 배리어> <범용 배리어>
+ LOAD Y LOAD X
+
+이 코드는 이행성을 갖지 않습니다: 이 예에서는, CPU 2 의 X 로드가 1을
+리턴하고, Y 로드는 0을 리턴하지만 CPU 3 의 X 로드가 0을 리턴하는 것도 완전히
+합법적입니다.
+
+CPU 2 의 읽기 배리어가 자신의 읽기는 순서를 맞춰줘도, CPU 1 의 스토어와의
+순서를 맞춰준다고는 보장할 수 없다는게 핵심입니다. 따라서, CPU 1 과 CPU 2 가
+버퍼나 캐시를 공유하는 시스템에서 이 예제 코드가 실행된다면, CPU 2 는 CPU 1 이
+쓴 값에 좀 빨리 접근할 수 있을 것입니다. 따라서 CPU 1 과 CPU 2 의 접근으로
+조합된 순서를 모든 CPU 가 동의할 수 있도록 하기 위해 범용 배리어가 필요합니다.
+
+범용 배리어는 "글로벌 이행성"을 제공해서, 모든 CPU 들이 오퍼레이션들의 순서에
+동의하게 할 것입니다. 반면, release-acquire 조합은 "로컬 이행성" 만을
+제공해서, 해당 조합이 사용된 CPU 들만이 해당 액세스들의 조합된 순서에 동의함이
+보장됩니다. 예를 들어, 존경스런 Herman Hollerith 의 C 코드로 보면:
+
+ int u, v, x, y, z;
+
+ void cpu0(void)
+ {
+ r0 = smp_load_acquire(&x);
+ WRITE_ONCE(u, 1);
+ smp_store_release(&y, 1);
+ }
+
+ void cpu1(void)
+ {
+ r1 = smp_load_acquire(&y);
+ r4 = READ_ONCE(v);
+ r5 = READ_ONCE(u);
+ smp_store_release(&z, 1);
+ }
+
+ void cpu2(void)
+ {
+ r2 = smp_load_acquire(&z);
+ smp_store_release(&x, 1);
+ }
+
+ void cpu3(void)
+ {
+ WRITE_ONCE(v, 1);
+ smp_mb();
+ r3 = READ_ONCE(u);
+ }
+
+cpu0(), cpu1(), 그리고 cpu2() 는 smp_store_release()/smp_load_acquire() 쌍의
+연결을 통한 로컬 이행성에 동참하고 있으므로, 다음과 같은 결과는 나오지 않을
+겁니다:
+
+ r0 == 1 && r1 == 1 && r2 == 1
+
+더 나아가서, cpu0() 와 cpu1() 사이의 release-acquire 관계로 인해, cpu1() 은
+cpu0() 의 쓰기를 봐야만 하므로, 다음과 같은 결과도 없을 겁니다:
+
+ r1 == 1 && r5 == 0
+
+하지만, release-acquire 타동성은 동참한 CPU 들에만 적용되므로 cpu3() 에는
+적용되지 않습니다. 따라서, 다음과 같은 결과가 가능합니다:
+
+ r0 == 0 && r1 == 1 && r2 == 1 && r3 == 0 && r4 == 0
+
+비슷하게, 다음과 같은 결과도 가능합니다:
+
+ r0 == 0 && r1 == 1 && r2 == 1 && r3 == 0 && r4 == 0 && r5 == 1
+
+cpu0(), cpu1(), 그리고 cpu2() 는 그들의 읽기와 쓰기를 순서대로 보게 되지만,
+release-acquire 체인에 관여되지 않은 CPU 들은 그 순서에 이견을 가질 수
+있습니다. 이런 이견은 smp_load_acquire() 와 smp_store_release() 의 구현에
+사용되는 완화된 메모리 배리어 인스트럭션들은 항상 배리어 앞의 스토어들을 뒤의
+로드들에 앞세울 필요는 없다는 사실에서 기인합니다. 이 말은 cpu3() 는 cpu0() 의
+u 로의 스토어를 cpu1() 의 v 로부터의 로드 뒤에 일어난 것으로 볼 수 있다는
+뜻입니다, cpu0() 와 cpu1() 은 이 두 오퍼레이션이 의도된 순서대로 일어났음에
+모두 동의하는데도 말입니다.
+
+하지만, smp_load_acquire() 는 마술이 아님을 명심하시기 바랍니다. 구체적으로,
+이 함수는 단순히 순서 규칙을 지키며 인자로부터의 읽기를 수행합니다. 이것은
+어떤 특정한 값이 읽힐 것인지는 보장하지 -않습니다-. 따라서, 다음과 같은 결과도
+가능합니다:
+
+ r0 == 0 && r1 == 0 && r2 == 0 && r5 == 0
+
+이런 결과는 어떤 것도 재배치 되지 않는, 순차적 일관성을 가진 가상의
+시스템에서도 일어날 수 있음을 기억해 두시기 바랍니다.
+
+다시 말하지만, 당신의 코드가 글로벌 이행성을 필요로 한다면, 범용 배리어를
+사용하십시오.
+
+
+==================
+명시적 커널 배리어
+==================
+
+리눅스 커널은 서로 다른 단계에서 동작하는 다양한 배리어들을 가지고 있습니다:
+
+ (*) 컴파일러 배리어.
+
+ (*) CPU 메모리 배리어.
+
+ (*) MMIO 쓰기 배리어.
+
+
+컴파일러 배리어
+---------------
+
+리눅스 커널은 컴파일러가 메모리 액세스를 재배치 하는 것을 막아주는 명시적인
+컴파일러 배리어를 가지고 있습니다:
+
+ barrier();
+
+이건 범용 배리어입니다 -- barrier() 의 읽기-읽기 나 쓰기-쓰기 변종은 없습니다.
+하지만, READ_ONCE() 와 WRITE_ONCE() 는 특정 액세스들에 대해서만 동작하는
+barrier() 의 완화된 형태로 볼 수 있습니다.
+
+barrier() 함수는 다음과 같은 효과를 갖습니다:
+
+ (*) 컴파일러가 barrier() 뒤의 액세스들이 barrier() 앞의 액세스보다 앞으로
+ 재배치되지 못하게 합니다. 예를 들어, 인터럽트 핸들러 코드와 인터럽트 당한
+ 코드 사이의 통신을 신중히 하기 위해 사용될 수 있습니다.
+
+ (*) 루프에서, 컴파일러가 루프 조건에 사용된 변수를 매 이터레이션마다
+ 메모리에서 로드하지 않아도 되도록 최적화 하는걸 방지합니다.
+
+READ_ONCE() 와 WRITE_ONCE() 함수는 싱글 쓰레드 코드에서는 문제 없지만 동시성이
+있는 코드에서는 문제가 될 수 있는 모든 최적화를 막습니다. 이런 류의 최적화에
+대한 예를 몇가지 들어보면 다음과 같습니다:
+
+ (*) 컴파일러는 같은 변수에 대한 로드와 스토어를 재배치 할 수 있고, 어떤
+ 경우에는 CPU가 같은 변수로부터의 로드들을 재배치할 수도 있습니다. 이는
+ 다음의 코드가:
+
+ a[0] = x;
+ a[1] = x;
+
+ x 의 예전 값이 a[1] 에, 새 값이 a[0] 에 있게 할 수 있다는 뜻입니다.
+ 컴파일러와 CPU가 이런 일을 못하게 하려면 다음과 같이 해야 합니다:
+
+ a[0] = READ_ONCE(x);
+ a[1] = READ_ONCE(x);
+
+ 즉, READ_ONCE() 와 WRITE_ONCE() 는 여러 CPU 에서 하나의 변수에 가해지는
+ 액세스들에 캐시 일관성을 제공합니다.
+
+ (*) 컴파일러는 같은 변수에 대한 연속적인 로드들을 병합할 수 있습니다. 그런
+ 병합 작업으로 컴파일러는 다음의 코드를:
+
+ while (tmp = a)
+ do_something_with(tmp);
+
+ 다음과 같이, 싱글 쓰레드 코드에서는 말이 되지만 개발자의 의도와 전혀 맞지
+ 않는 방향으로 "최적화" 할 수 있습니다:
+
+ if (tmp = a)
+ for (;;)
+ do_something_with(tmp);
+
+ 컴파일러가 이런 짓을 하지 못하게 하려면 READ_ONCE() 를 사용하세요:
+
+ while (tmp = READ_ONCE(a))
+ do_something_with(tmp);
+
+ (*) 예컨대 레지스터 사용량이 많아 컴파일러가 모든 데이터를 레지스터에 담을 수
+ 없는 경우, 컴파일러는 변수를 다시 로드할 수 있습니다. 따라서 컴파일러는
+ 앞의 예에서 변수 'tmp' 사용을 최적화로 없애버릴 수 있습니다:
+
+ while (tmp = a)
+ do_something_with(tmp);
+
+ 이 코드는 다음과 같이 싱글 쓰레드에서는 완벽하지만 동시성이 존재하는
+ 경우엔 치명적인 코드로 바뀔 수 있습니다:
+
+ while (a)
+ do_something_with(a);
+
+ 예를 들어, 최적화된 이 코드는 변수 a 가 다른 CPU 에 의해 "while" 문과
+ do_something_with() 호출 사이에 바뀌어 do_something_with() 에 0을 넘길
+ 수도 있습니다.
+
+ 이번에도, 컴파일러가 그런 짓을 하는걸 막기 위해 READ_ONCE() 를 사용하세요:
+
+ while (tmp = READ_ONCE(a))
+ do_something_with(tmp);
+
+ 레지스터가 부족한 상황을 겪는 경우, 컴파일러는 tmp 를 스택에 저장해둘 수도
+ 있습니다. 컴파일러가 변수를 다시 읽어들이는건 이렇게 저장해두고 후에 다시
+ 읽어들이는데 드는 오버헤드 때문입니다. 그렇게 하는게 싱글 쓰레드
+ 코드에서는 안전하므로, 안전하지 않은 경우에는 컴파일러에게 직접 알려줘야
+ 합니다.
+
+ (*) 컴파일러는 그 값이 무엇일지 알고 있다면 로드를 아예 안할 수도 있습니다.
+ 예를 들어, 다음의 코드는 변수 'a' 의 값이 항상 0임을 증명할 수 있다면:
+
+ while (tmp = a)
+ do_something_with(tmp);
+
+ 이렇게 최적화 되어버릴 수 있습니다:
+
+ do { } while (0);
+
+ 이 변환은 싱글 쓰레드 코드에서는 도움이 되는데 로드와 브랜치를 제거했기
+ 때문입니다. 문제는 컴파일러가 'a' 의 값을 업데이트 하는건 현재의 CPU 하나
+ 뿐이라는 가정 위에서 증명을 했다는데 있습니다. 만약 변수 'a' 가 공유되어
+ 있다면, 컴파일러의 증명은 틀린 것이 될겁니다. 컴파일러는 그 자신이
+ 생각하는 것만큼 많은 것을 알고 있지 못함을 컴파일러에게 알리기 위해
+ READ_ONCE() 를 사용하세요:
+
+ while (tmp = READ_ONCE(a))
+ do_something_with(tmp);
+
+ 하지만 컴파일러는 READ_ONCE() 뒤에 나오는 값에 대해서도 눈길을 두고 있음을
+ 기억하세요. 예를 들어, 다음의 코드에서 MAX 는 전처리기 매크로로, 1의 값을
+ 갖는다고 해봅시다:
+
+ while ((tmp = READ_ONCE(a)) % MAX)
+ do_something_with(tmp);
+
+ 이렇게 되면 컴파일러는 MAX 를 가지고 수행되는 "%" 오퍼레이터의 결과가 항상
+ 0이라는 것을 알게 되고, 컴파일러가 코드를 실질적으로는 존재하지 않는
+ 것처럼 최적화 하는 것이 허용되어 버립니다. ('a' 변수의 로드는 여전히
+ 행해질 겁니다.)
+
+ (*) 비슷하게, 컴파일러는 변수가 저장하려 하는 값을 이미 가지고 있다는 것을
+ 알면 스토어 자체를 제거할 수 있습니다. 이번에도, 컴파일러는 현재의 CPU
+ 만이 그 변수에 값을 쓰는 오로지 하나의 존재라고 생각하여 공유된 변수에
+ 대해서는 잘못된 일을 하게 됩니다. 예를 들어, 다음과 같은 경우가 있을 수
+ 있습니다:
+
+ a = 0;
+ ... 변수 a 에 스토어를 하지 않는 코드 ...
+ a = 0;
+
+ 컴파일러는 변수 'a' 의 값은 이미 0이라는 것을 알고, 따라서 두번째 스토어를
+ 삭제할 겁니다. 만약 다른 CPU 가 그 사이 변수 'a' 에 다른 값을 썼다면
+ 황당한 결과가 나올 겁니다.
+
+ 컴파일러가 그런 잘못된 추측을 하지 않도록 WRITE_ONCE() 를 사용하세요:
+
+ WRITE_ONCE(a, 0);
+ ... 변수 a 에 스토어를 하지 않는 코드 ...
+ WRITE_ONCE(a, 0);
+
+ (*) 컴파일러는 하지 말라고 하지 않으면 메모리 액세스들을 재배치 할 수
+ 있습니다. 예를 들어, 다음의 프로세스 레벨 코드와 인터럽트 핸들러 사이의
+ 상호작용을 생각해 봅시다:
+
+ void process_level(void)
+ {
+ msg = get_message();
+ flag = true;
+ }
+
+ void interrupt_handler(void)
+ {
+ if (flag)
+ process_message(msg);
+ }
+
+ 이 코드에는 컴파일러가 process_level() 을 다음과 같이 변환하는 것을 막을
+ 수단이 없고, 이런 변환은 싱글쓰레드에서라면 실제로 훌륭한 선택일 수
+ 있습니다:
+
+ void process_level(void)
+ {
+ flag = true;
+ msg = get_message();
+ }
+
+ 이 두개의 문장 사이에 인터럽트가 발생한다면, interrupt_handler() 는 의미를
+ 알 수 없는 메세지를 받을 수도 있습니다. 이걸 막기 위해 다음과 같이
+ WRITE_ONCE() 를 사용하세요:
+
+ void process_level(void)
+ {
+ WRITE_ONCE(msg, get_message());
+ WRITE_ONCE(flag, true);
+ }
+
+ void interrupt_handler(void)
+ {
+ if (READ_ONCE(flag))
+ process_message(READ_ONCE(msg));
+ }
+
+ interrupt_handler() 안에서도 중첩된 인터럽트나 NMI 와 같이 인터럽트 핸들러
+ 역시 'flag' 와 'msg' 에 접근하는 또다른 무언가에 인터럽트 될 수 있다면
+ READ_ONCE() 와 WRITE_ONCE() 를 사용해야 함을 기억해 두세요. 만약 그런
+ 가능성이 없다면, interrupt_handler() 안에서는 문서화 목적이 아니라면
+ READ_ONCE() 와 WRITE_ONCE() 는 필요치 않습니다. (근래의 리눅스 커널에서
+ 중첩된 인터럽트는 보통 잘 일어나지 않음도 기억해 두세요, 실제로, 어떤
+ 인터럽트 핸들러가 인터럽트가 활성화된 채로 리턴하면 WARN_ONCE() 가
+ 실행됩니다.)
+
+ 컴파일러는 READ_ONCE() 와 WRITE_ONCE() 뒤의 READ_ONCE() 나 WRITE_ONCE(),
+ barrier(), 또는 비슷한 것들을 담고 있지 않은 코드를 움직일 수 있을 것으로
+ 가정되어야 합니다.
+
+ 이 효과는 barrier() 를 통해서도 만들 수 있지만, READ_ONCE() 와
+ WRITE_ONCE() 가 좀 더 안목 높은 선택입니다: READ_ONCE() 와 WRITE_ONCE()는
+ 컴파일러에 주어진 메모리 영역에 대해서만 최적화 가능성을 포기하도록
+ 하지만, barrier() 는 컴파일러가 지금까지 기계의 레지스터에 캐시해 놓은
+ 모든 메모리 영역의 값을 버려야 하게 하기 때문입니다. 물론, 컴파일러는
+ READ_ONCE() 와 WRITE_ONCE() 가 일어난 순서도 지켜줍니다, CPU 는 당연히
+ 그 순서를 지킬 의무가 없지만요.
+
+ (*) 컴파일러는 다음의 예에서와 같이 변수에의 스토어를 날조해낼 수도 있습니다:
+
+ if (a)
+ b = a;
+ else
+ b = 42;
+
+ 컴파일러는 아래와 같은 최적화로 브랜치를 줄일 겁니다:
+
+ b = 42;
+ if (a)
+ b = a;
+
+ 싱글 쓰레드 코드에서 이 최적화는 안전할 뿐 아니라 브랜치 갯수를
+ 줄여줍니다. 하지만 안타깝게도, 동시성이 있는 코드에서는 이 최적화는 다른
+ CPU 가 'b' 를 로드할 때, -- 'a' 가 0이 아닌데도 -- 가짜인 값, 42를 보게
+ 되는 경우를 가능하게 합니다. 이걸 방지하기 위해 WRITE_ONCE() 를
+ 사용하세요:
+
+ if (a)
+ WRITE_ONCE(b, a);
+ else
+ WRITE_ONCE(b, 42);
+
+ 컴파일러는 로드를 만들어낼 수도 있습니다. 일반적으로는 문제를 일으키지
+ 않지만, 캐시 라인 바운싱을 일으켜 성능과 확장성을 떨어뜨릴 수 있습니다.
+ 날조된 로드를 막기 위해선 READ_ONCE() 를 사용하세요.
+
+ (*) 정렬된 메모리 주소에 위치한, 한번의 메모리 참조 인스트럭션으로 액세스
+ 가능한 크기의 데이터는 하나의 큰 액세스가 여러개의 작은 액세스들로
+ 대체되는 "로드 티어링(load tearing)" 과 "스토어 티어링(store tearing)" 을
+ 방지합니다. 예를 들어, 주어진 아키텍쳐가 7-bit imeediate field 를 갖는
+ 16-bit 스토어 인스트럭션을 제공한다면, 컴파일러는 다음의 32-bit 스토어를
+ 구현하는데에 두개의 16-bit store-immediate 명령을 사용하려 할겁니다:
+
+ p = 0x00010002;
+
+ 스토어 할 상수를 만들고 그 값을 스토어 하기 위해 두개가 넘는 인스트럭션을
+ 사용하게 되는, 이런 종류의 최적화를 GCC 는 실제로 함을 부디 알아 두십시오.
+ 이 최적화는 싱글 쓰레드 코드에서는 성공적인 최적화 입니다. 실제로, 근래에
+ 발생한 (그리고 고쳐진) 버그는 GCC 가 volatile 스토어에 비정상적으로 이
+ 최적화를 사용하게 했습니다. 그런 버그가 없다면, 다음의 예에서
+ WRITE_ONCE() 의 사용은 스토어 티어링을 방지합니다:
+
+ WRITE_ONCE(p, 0x00010002);
+
+ Packed 구조체의 사용 역시 다음의 예처럼 로드 / 스토어 티어링을 유발할 수
+ 있습니다:
+
+ struct __attribute__((__packed__)) foo {
+ short a;
+ int b;
+ short c;
+ };
+ struct foo foo1, foo2;
+ ...
+
+ foo2.a = foo1.a;
+ foo2.b = foo1.b;
+ foo2.c = foo1.c;
+
+ READ_ONCE() 나 WRITE_ONCE() 도 없고 volatile 마킹도 없기 때문에,
+ 컴파일러는 이 세개의 대입문을 두개의 32-bit 로드와 두개의 32-bit 스토어로
+ 변환할 수 있습니다. 이는 'foo1.b' 의 값의 로드 티어링과 'foo2.b' 의
+ 스토어 티어링을 초래할 겁니다. 이 예에서도 READ_ONCE() 와 WRITE_ONCE()
+ 가 티어링을 막을 수 있습니다:
+
+ foo2.a = foo1.a;
+ WRITE_ONCE(foo2.b, READ_ONCE(foo1.b));
+ foo2.c = foo1.c;
+
+그렇지만, volatile 로 마크된 변수에 대해서는 READ_ONCE() 와 WRITE_ONCE() 가
+필요치 않습니다. 예를 들어, 'jiffies' 는 volatile 로 마크되어 있기 때문에,
+READ_ONCE(jiffies) 라고 할 필요가 없습니다. READ_ONCE() 와 WRITE_ONCE() 가
+실은 volatile 캐스팅으로 구현되어 있어서 인자가 이미 volatile 로 마크되어
+있다면 또다른 효과를 내지는 않기 때문입니다.
+
+이 컴파일러 배리어들은 CPU 에는 직접적 효과를 전혀 만들지 않기 때문에, 결국은
+재배치가 일어날 수도 있음을 부디 기억해 두십시오.
+
+
+CPU 메모리 배리어
+-----------------
+
+리눅스 커널은 다음의 여덟개 기본 CPU 메모리 배리어를 가지고 있습니다:
+
+ TYPE MANDATORY SMP CONDITIONAL
+ =============== ======================= ===========================
+ 범용 mb() smp_mb()
+ 쓰기 wmb() smp_wmb()
+ 읽기 rmb() smp_rmb()
+ 데이터 의존성 read_barrier_depends() smp_read_barrier_depends()
+
+
+데이터 의존성 배리어를 제외한 모든 메모리 배리어는 컴파일러 배리어를
+포함합니다. 데이터 의존성은 컴파일러에의 추가적인 순서 보장을 포함하지
+않습니다.
+
+방백: 데이터 의존성이 있는 경우, 컴파일러는 해당 로드를 올바른 순서로 일으킬
+것으로 (예: `a[b]` 는 a[b] 를 로드 하기 전에 b 의 값을 먼저 로드한다)
+기대되지만, C 언어 사양에는 컴파일러가 b 의 값을 추측 (예: 1 과 같음) 해서
+b 로드 전에 a 로드를 하는 코드 (예: tmp = a[1]; if (b != 1) tmp = a[b]; ) 를
+만들지 않아야 한다는 내용 같은 건 없습니다. 또한 컴파일러는 a[b] 를 로드한
+후에 b 를 또다시 로드할 수도 있어서, a[b] 보다 최신 버전의 b 값을 가질 수도
+있습니다. 이런 문제들의 해결책에 대한 의견 일치는 아직 없습니다만, 일단
+READ_ONCE() 매크로부터 보기 시작하는게 좋은 시작이 될겁니다.
+
+SMP 메모리 배리어들은 유니프로세서로 컴파일된 시스템에서는 컴파일러 배리어로
+바뀌는데, 하나의 CPU 는 스스로 일관성을 유지하고, 겹치는 액세스들 역시 올바른
+순서로 행해질 것으로 생각되기 때문입니다. 하지만, 아래의 "Virtual Machine
+Guests" 서브섹션을 참고하십시오.
+
+[!] SMP 시스템에서 공유메모리로의 접근들을 순서 세워야 할 때, SMP 메모리
+배리어는 _반드시_ 사용되어야 함을 기억하세요, 그대신 락을 사용하는 것으로도
+충분하긴 하지만 말이죠.
+
+Mandatory 배리어들은 SMP 시스템에서도 UP 시스템에서도 SMP 효과만 통제하기에는
+불필요한 오버헤드를 갖기 때문에 SMP 효과만 통제하면 되는 곳에는 사용되지 않아야
+합니다. 하지만, 느슨한 순서 규칙의 메모리 I/O 윈도우를 통한 MMIO 의 효과를
+통제할 때에는 mandatory 배리어들이 사용될 수 있습니다. 이 배리어들은
+컴파일러와 CPU 모두 재배치를 못하도록 함으로써 메모리 오퍼레이션들이 디바이스에
+보여지는 순서에도 영향을 주기 때문에, SMP 가 아닌 시스템이라 할지라도 필요할 수
+있습니다.
+
+
+일부 고급 배리어 함수들도 있습니다:
+
+ (*) smp_store_mb(var, value)
+
+ 이 함수는 특정 변수에 특정 값을 대입하고 범용 메모리 배리어를 칩니다.
+ UP 컴파일에서는 컴파일러 배리어보다 더한 것을 친다고는 보장되지 않습니다.
+
+
+ (*) smp_mb__before_atomic();
+ (*) smp_mb__after_atomic();
+
+ 이것들은 값을 리턴하지 않는 (더하기, 빼기, 증가, 감소와 같은) 어토믹
+ 함수들을 위한, 특히 그것들이 레퍼런스 카운팅에 사용될 때를 위한
+ 함수들입니다. 이 함수들은 메모리 배리어를 내포하고 있지는 않습니다.
+
+ 이것들은 값을 리턴하지 않으며 어토믹한 (set_bit 과 clear_bit 같은) 비트
+ 연산에도 사용될 수 있습니다.
+
+ 한 예로, 객체 하나를 무효한 것으로 표시하고 그 객체의 레퍼런스 카운트를
+ 감소시키는 다음 코드를 보세요:
+
+ obj->dead = 1;
+ smp_mb__before_atomic();
+ atomic_dec(&obj->ref_count);
+
+ 이 코드는 객체의 업데이트된 death 마크가 레퍼런스 카운터 감소 동작
+ *전에* 보일 것을 보장합니다.
+
+ 더 많은 정보를 위해선 Documentation/atomic_ops.txt 문서를 참고하세요.
+ 어디서 이것들을 사용해야 할지 궁금하다면 "어토믹 오퍼레이션" 서브섹션을
+ 참고하세요.
+
+
+ (*) lockless_dereference();
+
+ 이 함수는 smp_read_barrier_depends() 데이터 의존성 배리어를 사용하는
+ 포인터 읽어오기 래퍼(wrapper) 함수로 생각될 수 있습니다.
+
+ 객체의 라이프타임이 RCU 외의 메커니즘으로 관리된다는 점을 제외하면
+ rcu_dereference() 와도 유사한데, 예를 들면 객체가 시스템이 꺼질 때에만
+ 제거되는 경우 등입니다. 또한, lockless_dereference() 은 RCU 와 함께
+ 사용될수도, RCU 없이 사용될 수도 있는 일부 데이터 구조에 사용되고
+ 있습니다.
+
+
+ (*) dma_wmb();
+ (*) dma_rmb();
+
+ 이것들은 CPU 와 DMA 가능한 디바이스에서 모두 액세스 가능한 공유 메모리의
+ 읽기, 쓰기 작업들의 순서를 보장하기 위해 consistent memory 에서 사용하기
+ 위한 것들입니다.
+
+ 예를 들어, 디바이스와 메모리를 공유하며, 디스크립터 상태 값을 사용해
+ 디스크립터가 디바이스에 속해 있는지 아니면 CPU 에 속해 있는지 표시하고,
+ 공지용 초인종(doorbell) 을 사용해 업데이트된 디스크립터가 디바이스에 사용
+ 가능해졌음을 공지하는 디바이스 드라이버를 생각해 봅시다:
+
+ if (desc->status != DEVICE_OWN) {
+ /* 디스크립터를 소유하기 전에는 데이터를 읽지 않음 */
+ dma_rmb();
+
+ /* 데이터를 읽고 씀 */
+ read_data = desc->data;
+ desc->data = write_data;
+
+ /* 상태 업데이트 전 수정사항을 반영 */
+ dma_wmb();
+
+ /* 소유권을 수정 */
+ desc->status = DEVICE_OWN;
+
+ /* MMIO 를 통해 디바이스에 공지를 하기 전에 메모리를 동기화 */
+ wmb();
+
+ /* 업데이트된 디스크립터의 디바이스에 공지 */
+ writel(DESC_NOTIFY, doorbell);
+ }
+
+ dma_rmb() 는 디스크립터로부터 데이터를 읽어오기 전에 디바이스가 소유권을
+ 내놓았음을 보장하게 하고, dma_wmb() 는 디바이스가 자신이 소유권을 다시
+ 가졌음을 보기 전에 디스크립터에 데이터가 쓰였음을 보장합니다. wmb() 는
+ 캐시 일관성이 없는 (cache incoherent) MMIO 영역에 쓰기를 시도하기 전에
+ 캐시 일관성이 있는 메모리 (cache coherent memory) 쓰기가 완료되었음을
+ 보장해주기 위해 필요합니다.
+
+ consistent memory 에 대한 자세한 내용을 위해선 Documentation/DMA-API.txt
+ 문서를 참고하세요.
+
+
+MMIO 쓰기 배리어
+----------------
+
+리눅스 커널은 또한 memory-mapped I/O 쓰기를 위한 특별한 배리어도 가지고
+있습니다:
+
+ mmiowb();
+
+이것은 mandatory 쓰기 배리어의 변종으로, 완화된 순서 규칙의 I/O 영역에으로의
+쓰기가 부분적으로 순서를 맞추도록 해줍니다. 이 함수는 CPU->하드웨어 사이를
+넘어서 실제 하드웨어에까지 일부 수준의 영향을 끼칩니다.
+
+더 많은 정보를 위해선 "Acquire vs I/O 액세스" 서브섹션을 참고하세요.
+
+
+=========================
+암묵적 커널 메모리 배리어
+=========================
+
+리눅스 커널의 일부 함수들은 메모리 배리어를 내장하고 있는데, 락(lock)과
+스케쥴링 관련 함수들이 대부분입니다.
+
+여기선 _최소한의_ 보장을 설명합니다; 특정 아키텍쳐에서는 이 설명보다 더 많은
+보장을 제공할 수도 있습니다만 해당 아키텍쳐에 종속적인 코드 외의 부분에서는
+그런 보장을 기대해선 안될겁니다.
+
+
+락 ACQUISITION 함수
+-------------------
+
+리눅스 커널은 다양한 락 구성체를 가지고 있습니다:
+
+ (*) 스핀 락
+ (*) R/W 스핀 락
+ (*) 뮤텍스
+ (*) 세마포어
+ (*) R/W 세마포어
+
+각 구성체마다 모든 경우에 "ACQUIRE" 오퍼레이션과 "RELEASE" 오퍼레이션의 변종이
+존재합니다. 이 오퍼레이션들은 모두 적절한 배리어를 내포하고 있습니다:
+
+ (1) ACQUIRE 오퍼레이션의 영향:
+
+ ACQUIRE 뒤에서 요청된 메모리 오퍼레이션은 ACQUIRE 오퍼레이션이 완료된
+ 뒤에 완료됩니다.
+
+ ACQUIRE 앞에서 요청된 메모리 오퍼레이션은 ACQUIRE 오퍼레이션이 완료된 후에
+ 완료될 수 있습니다. smp_mb__before_spinlock() 뒤에 ACQUIRE 가 실행되는
+ 코드 블록은 블록 앞의 스토어를 블록 뒤의 로드와 스토어에 대해 순서
+ 맞춥니다. 이건 smp_mb() 보다 완화된 것임을 기억하세요! 많은 아키텍쳐에서
+ smp_mb__before_spinlock() 은 사실 아무일도 하지 않습니다.
+
+ (2) RELEASE 오퍼레이션의 영향:
+
+ RELEASE 앞에서 요청된 메모리 오퍼레이션은 RELEASE 오퍼레이션이 완료되기
+ 전에 완료됩니다.
+
+ RELEASE 뒤에서 요청된 메모리 오퍼레이션은 RELEASE 오퍼레이션 완료 전에
+ 완료될 수 있습니다.
+
+ (3) ACQUIRE vs ACQUIRE 영향:
+
+ 어떤 ACQUIRE 오퍼레이션보다 앞에서 요청된 모든 ACQUIRE 오퍼레이션은 그
+ ACQUIRE 오퍼레이션 전에 완료됩니다.
+
+ (4) ACQUIRE vs RELEASE implication:
+
+ 어떤 RELEASE 오퍼레이션보다 앞서 요청된 ACQUIRE 오퍼레이션은 그 RELEASE
+ 오퍼레이션보다 먼저 완료됩니다.
+
+ (5) 실패한 조건적 ACQUIRE 영향:
+
+ ACQUIRE 오퍼레이션의 일부 락(lock) 변종은 락이 곧바로 획득하기에는
+ 불가능한 상태이거나 락이 획득 가능해지도록 기다리는 도중 시그널을 받거나
+ 해서 실패할 수 있습니다. 실패한 락은 어떤 배리어도 내포하지 않습니다.
+
+[!] 참고: 락 ACQUIRE 와 RELEASE 가 단방향 배리어여서 나타나는 현상 중 하나는
+크리티컬 섹션 바깥의 인스트럭션의 영향이 크리티컬 섹션 내부로도 들어올 수
+있다는 것입니다.
+
+RELEASE 후에 요청되는 ACQUIRE 는 전체 메모리 배리어라 여겨지면 안되는데,
+ACQUIRE 앞의 액세스가 ACQUIRE 후에 수행될 수 있고, RELEASE 후의 액세스가
+RELEASE 전에 수행될 수도 있으며, 그 두개의 액세스가 서로를 지나칠 수도 있기
+때문입니다:
+
+ *A = a;
+ ACQUIRE M
+ RELEASE M
+ *B = b;
+
+는 다음과 같이 될 수도 있습니다:
+
+ ACQUIRE M, STORE *B, STORE *A, RELEASE M
+
+ACQUIRE 와 RELEASE 가 락 획득과 해제라면, 그리고 락의 ACQUIRE 와 RELEASE 가
+같은 락 변수에 대한 것이라면, 해당 락을 쥐고 있지 않은 다른 CPU 의 시야에는
+이와 같은 재배치가 일어나는 것으로 보일 수 있습니다. 요약하자면, ACQUIRE 에
+이어 RELEASE 오퍼레이션을 순차적으로 실행하는 행위가 전체 메모리 배리어로
+생각되어선 -안됩니다-.
+
+비슷하게, 앞의 반대 케이스인 RELEASE 와 ACQUIRE 두개 오퍼레이션의 순차적 실행
+역시 전체 메모리 배리어를 내포하지 않습니다. 따라서, RELEASE, ACQUIRE 로
+규정되는 크리티컬 섹션의 CPU 수행은 RELEASE 와 ACQUIRE 를 가로지를 수 있으므로,
+다음과 같은 코드는:
+
+ *A = a;
+ RELEASE M
+ ACQUIRE N
+ *B = b;
+
+다음과 같이 수행될 수 있습니다:
+
+ ACQUIRE N, STORE *B, STORE *A, RELEASE M
+
+이런 재배치는 데드락을 일으킬 수도 있을 것처럼 보일 수 있습니다. 하지만, 그런
+데드락의 조짐이 있다면 RELEASE 는 단순히 완료될 것이므로 데드락은 존재할 수
+없습니다.
+
+ 이게 어떻게 올바른 동작을 할 수 있을까요?
+
+ 우리가 이야기 하고 있는건 재배치를 하는 CPU 에 대한 이야기이지,
+ 컴파일러에 대한 것이 아니란 점이 핵심입니다. 컴파일러 (또는, 개발자)
+ 가 오퍼레이션들을 이렇게 재배치하면, 데드락이 일어날 수 -있습-니다.
+
+ 하지만 CPU 가 오퍼레이션들을 재배치 했다는걸 생각해 보세요. 이 예에서,
+ 어셈블리 코드 상으로는 언락이 락을 앞서게 되어 있습니다. CPU 가 이를
+ 재배치해서 뒤의 락 오퍼레이션을 먼저 실행하게 됩니다. 만약 데드락이
+ 존재한다면, 이 락 오퍼레이션은 그저 스핀을 하며 계속해서 락을
+ 시도합니다 (또는, 한참 후에겠지만, 잠듭니다). CPU 는 언젠가는
+ (어셈블리 코드에서는 락을 앞서는) 언락 오퍼레이션을 실행하는데, 이 언락
+ 오퍼레이션이 잠재적 데드락을 해결하고, 락 오퍼레이션도 뒤이어 성공하게
+ 됩니다.
+
+ 하지만 만약 락이 잠을 자는 타입이었다면요? 그런 경우에 코드는
+ 스케쥴러로 들어가려 할 거고, 여기서 결국은 메모리 배리어를 만나게
+ 되는데, 이 메모리 배리어는 앞의 언락 오퍼레이션이 완료되도록 만들고,
+ 데드락은 이번에도 해결됩니다. 잠을 자는 행위와 언락 사이의 경주 상황
+ (race) 도 있을 수 있겠습니다만, 락 관련 기능들은 그런 경주 상황을 모든
+ 경우에 제대로 해결할 수 있어야 합니다.
+
+락과 세마포어는 UP 컴파일된 시스템에서의 순서에 대해 보장을 하지 않기 때문에,
+그런 상황에서 인터럽트 비활성화 오퍼레이션과 함께가 아니라면 어떤 일에도 - 특히
+I/O 액세스와 관련해서는 - 제대로 사용될 수 없을 겁니다.
+
+"CPU 간 ACQUIRING 배리어 효과" 섹션도 참고하시기 바랍니다.
+
+
+예를 들어, 다음과 같은 코드를 생각해 봅시다:
+
+ *A = a;
+ *B = b;
+ ACQUIRE
+ *C = c;
+ *D = d;
+ RELEASE
+ *E = e;
+ *F = f;
+
+여기선 다음의 이벤트 시퀀스가 생길 수 있습니다:
+
+ ACQUIRE, {*F,*A}, *E, {*C,*D}, *B, RELEASE
+
+ [+] {*F,*A} 는 조합된 액세스를 의미합니다.
+
+하지만 다음과 같은 건 불가능하죠:
+
+ {*F,*A}, *B, ACQUIRE, *C, *D, RELEASE, *E
+ *A, *B, *C, ACQUIRE, *D, RELEASE, *E, *F
+ *A, *B, ACQUIRE, *C, RELEASE, *D, *E, *F
+ *B, ACQUIRE, *C, *D, RELEASE, {*F,*A}, *E
+
+
+
+인터럽트 비활성화 함수
+----------------------
+
+인터럽트를 비활성화 하는 함수 (ACQUIRE 와 동일) 와 인터럽트를 활성화 하는 함수
+(RELEASE 와 동일) 는 컴파일러 배리어처럼만 동작합니다. 따라서, 별도의 메모리
+배리어나 I/O 배리어가 필요한 상황이라면 그 배리어들은 인터럽트 비활성화 함수
+외의 방법으로 제공되어야만 합니다.
+
+
+슬립과 웨이크업 함수
+--------------------
+
+글로벌 데이터에 표시된 이벤트에 의해 프로세스를 잠에 빠트리는 것과 깨우는 것은
+해당 이벤트를 기다리는 태스크의 태스크 상태와 그 이벤트를 알리기 위해 사용되는
+글로벌 데이터, 두 데이터간의 상호작용으로 볼 수 있습니다. 이것이 옳은 순서대로
+일어남을 분명히 하기 위해, 프로세스를 잠에 들게 하는 기능과 깨우는 기능은
+몇가지 배리어를 내포합니다.
+
+먼저, 잠을 재우는 쪽은 일반적으로 다음과 같은 이벤트 시퀀스를 따릅니다:
+
+ for (;;) {
+ set_current_state(TASK_UNINTERRUPTIBLE);
+ if (event_indicated)
+ break;
+ schedule();
+ }
+
+set_current_state() 에 의해, 태스크 상태가 바뀐 후 범용 메모리 배리어가
+자동으로 삽입됩니다:
+
+ CPU 1
+ ===============================
+ set_current_state();
+ smp_store_mb();
+ STORE current->state
+ <범용 배리어>
+ LOAD event_indicated
+
+set_current_state() 는 다음의 것들로 감싸질 수도 있습니다:
+
+ prepare_to_wait();
+ prepare_to_wait_exclusive();
+
+이것들 역시 상태를 설정한 후 범용 메모리 배리어를 삽입합니다.
+앞의 전체 시퀀스는 다음과 같은 함수들로 한번에 수행 가능한데, 이것들은 모두
+올바른 장소에 메모리 배리어를 삽입합니다:
+
+ wait_event();
+ wait_event_interruptible();
+ wait_event_interruptible_exclusive();
+ wait_event_interruptible_timeout();
+ wait_event_killable();
+ wait_event_timeout();
+ wait_on_bit();
+ wait_on_bit_lock();
+
+
+두번째로, 깨우기를 수행하는 코드는 일반적으로 다음과 같을 겁니다:
+
+ event_indicated = 1;
+ wake_up(&event_wait_queue);
+
+또는:
+
+ event_indicated = 1;
+ wake_up_process(event_daemon);
+
+wake_up() 류에 의해 쓰기 메모리 배리어가 내포됩니다. 만약 그것들이 뭔가를
+깨운다면요. 이 배리어는 태스크 상태가 지워지기 전에 수행되므로, 이벤트를
+알리기 위한 STORE 와 태스크 상태를 TASK_RUNNING 으로 설정하는 STORE 사이에
+위치하게 됩니다.
+
+ CPU 1 CPU 2
+ =============================== ===============================
+ set_current_state(); STORE event_indicated
+ smp_store_mb(); wake_up();
+ STORE current->state <쓰기 배리어>
+ <범용 배리어> STORE current->state
+ LOAD event_indicated
+
+한번더 말합니다만, 이 쓰기 메모리 배리어는 이 코드가 정말로 뭔가를 깨울 때에만
+실행됩니다. 이걸 설명하기 위해, X 와 Y 는 모두 0 으로 초기화 되어 있다는 가정
+하에 아래의 이벤트 시퀀스를 생각해 봅시다:
+
+ CPU 1 CPU 2
+ =============================== ===============================
+ X = 1; STORE event_indicated
+ smp_mb(); wake_up();
+ Y = 1; wait_event(wq, Y == 1);
+ wake_up(); load from Y sees 1, no memory barrier
+ load from X might see 0
+
+위 예제에서의 경우와 달리 깨우기가 정말로 행해졌다면, CPU 2 의 X 로드는 1 을
+본다고 보장될 수 있을 겁니다.
+
+사용 가능한 깨우기류 함수들로 다음과 같은 것들이 있습니다:
+
+ complete();
+ wake_up();
+ wake_up_all();
+ wake_up_bit();
+ wake_up_interruptible();
+ wake_up_interruptible_all();
+ wake_up_interruptible_nr();
+ wake_up_interruptible_poll();
+ wake_up_interruptible_sync();
+ wake_up_interruptible_sync_poll();
+ wake_up_locked();
+ wake_up_locked_poll();
+ wake_up_nr();
+ wake_up_poll();
+ wake_up_process();
+
+
+[!] 잠재우는 코드와 깨우는 코드에 내포되는 메모리 배리어들은 깨우기 전에
+이루어진 스토어를 잠재우는 코드가 set_current_state() 를 호출한 후에 행하는
+로드에 대해 순서를 맞추지 _않는다는_ 점을 기억하세요. 예를 들어, 잠재우는
+코드가 다음과 같고:
+
+ set_current_state(TASK_INTERRUPTIBLE);
+ if (event_indicated)
+ break;
+ __set_current_state(TASK_RUNNING);
+ do_something(my_data);
+
+깨우는 코드는 다음과 같다면:
+
+ my_data = value;
+ event_indicated = 1;
+ wake_up(&event_wait_queue);
+
+event_indecated 에의 변경이 잠재우는 코드에게 my_data 에의 변경 후에 이루어진
+것으로 인지될 것이라는 보장이 없습니다. 이런 경우에는 양쪽 코드 모두 각각의
+데이터 액세스 사이에 메모리 배리어를 직접 쳐야 합니다. 따라서 앞의 재우는
+코드는 다음과 같이:
+
+ set_current_state(TASK_INTERRUPTIBLE);
+ if (event_indicated) {
+ smp_rmb();
+ do_something(my_data);
+ }
+
+그리고 깨우는 코드는 다음과 같이 되어야 합니다:
+
+ my_data = value;
+ smp_wmb();
+ event_indicated = 1;
+ wake_up(&event_wait_queue);
+
+
+그외의 함수들
+-------------
+
+그외의 배리어를 내포하는 함수들은 다음과 같습니다:
+
+ (*) schedule() 과 그 유사한 것들이 완전한 메모리 배리어를 내포합니다.
+
+
+==============================
+CPU 간 ACQUIRING 배리어의 효과
+==============================
+
+SMP 시스템에서의 락 기능들은 더욱 강력한 형태의 배리어를 제공합니다: 이
+배리어는 동일한 락을 사용하는 다른 CPU 들의 메모리 액세스 순서에도 영향을
+끼칩니다.
+
+
+ACQUIRE VS 메모리 액세스
+------------------------
+
+다음의 예를 생각해 봅시다: 시스템은 두개의 스핀락 (M) 과 (Q), 그리고 세개의 CPU
+를 가지고 있습니다; 여기에 다음의 이벤트 시퀀스가 발생합니다:
+
+ CPU 1 CPU 2
+ =============================== ===============================
+ WRITE_ONCE(*A, a); WRITE_ONCE(*E, e);
+ ACQUIRE M ACQUIRE Q
+ WRITE_ONCE(*B, b); WRITE_ONCE(*F, f);
+ WRITE_ONCE(*C, c); WRITE_ONCE(*G, g);
+ RELEASE M RELEASE Q
+ WRITE_ONCE(*D, d); WRITE_ONCE(*H, h);
+
+*A 로의 액세스부터 *H 로의 액세스까지가 어떤 순서로 CPU 3 에게 보여질지에
+대해서는 각 CPU 에서의 락 사용에 의해 내포되어 있는 제약을 제외하고는 어떤
+보장도 존재하지 않습니다. 예를 들어, CPU 3 에게 다음과 같은 순서로 보여지는
+것이 가능합니다:
+
+ *E, ACQUIRE M, ACQUIRE Q, *G, *C, *F, *A, *B, RELEASE Q, *D, *H, RELEASE M
+
+하지만 다음과 같이 보이지는 않을 겁니다:
+
+ *B, *C or *D preceding ACQUIRE M
+ *A, *B or *C following RELEASE M
+ *F, *G or *H preceding ACQUIRE Q
+ *E, *F or *G following RELEASE Q
+
+
+
+ACQUIRE VS I/O 액세스
+----------------------
+
+특정한 (특히 NUMA 가 관련된) 환경 하에서 두개의 CPU 에서 동일한 스핀락으로
+보호되는 두개의 크리티컬 섹션 안의 I/O 액세스는 PCI 브릿지에 겹쳐진 I/O
+액세스로 보일 수 있는데, PCI 브릿지는 캐시 일관성 프로토콜과 합을 맞춰야 할
+의무가 없으므로, 필요한 읽기 메모리 배리어가 요청되지 않기 때문입니다.
+
+예를 들어서:
+
+ CPU 1 CPU 2
+ =============================== ===============================
+ spin_lock(Q)
+ writel(0, ADDR)
+ writel(1, DATA);
+ spin_unlock(Q);
+ spin_lock(Q);
+ writel(4, ADDR);
+ writel(5, DATA);
+ spin_unlock(Q);
+
+는 PCI 브릿지에 다음과 같이 보일 수 있습니다:
+
+ STORE *ADDR = 0, STORE *ADDR = 4, STORE *DATA = 1, STORE *DATA = 5
+
+이렇게 되면 하드웨어의 오동작을 일으킬 수 있습니다.
+
+
+이런 경우엔 잡아둔 스핀락을 내려놓기 전에 mmiowb() 를 수행해야 하는데, 예를
+들면 다음과 같습니다:
+
+ CPU 1 CPU 2
+ =============================== ===============================
+ spin_lock(Q)
+ writel(0, ADDR)
+ writel(1, DATA);
+ mmiowb();
+ spin_unlock(Q);
+ spin_lock(Q);
+ writel(4, ADDR);
+ writel(5, DATA);
+ mmiowb();
+ spin_unlock(Q);
+
+이 코드는 CPU 1 에서 요청된 두개의 스토어가 PCI 브릿지에 CPU 2 에서 요청된
+스토어들보다 먼저 보여짐을 보장합니다.
+
+
+또한, 같은 디바이스에서 스토어를 이어 로드가 수행되면 이 로드는 로드가 수행되기
+전에 스토어가 완료되기를 강제하므로 mmiowb() 의 필요가 없어집니다:
+
+ CPU 1 CPU 2
+ =============================== ===============================
+ spin_lock(Q)
+ writel(0, ADDR)
+ a = readl(DATA);
+ spin_unlock(Q);
+ spin_lock(Q);
+ writel(4, ADDR);
+ b = readl(DATA);
+ spin_unlock(Q);
+
+
+더 많은 정보를 위해선 Documenataion/DocBook/deviceiobook.tmpl 을 참고하세요.
+
+
+=========================
+메모리 배리어가 필요한 곳
+=========================
+
+설령 SMP 커널을 사용하더라도 싱글 쓰레드로 동작하는 코드는 올바르게 동작하는
+것으로 보여질 것이기 때문에, 평범한 시스템 운영중에 메모리 오퍼레이션 재배치는
+일반적으로 문제가 되지 않습니다. 하지만, 재배치가 문제가 _될 수 있는_ 네가지
+환경이 있습니다:
+
+ (*) 프로세서간 상호 작용.
+
+ (*) 어토믹 오퍼레이션.
+
+ (*) 디바이스 액세스.
+
+ (*) 인터럽트.
+
+
+프로세서간 상호 작용
+--------------------
+
+두개 이상의 프로세서를 가진 시스템이 있다면, 시스템의 두개 이상의 CPU 는 동시에
+같은 데이터에 대한 작업을 할 수 있습니다. 이는 동기화 문제를 일으킬 수 있고,
+이 문제를 해결하는 일반적 방법은 락을 사용하는 것입니다. 하지만, 락은 상당히
+비용이 비싸서 가능하면 락을 사용하지 않고 일을 처리하는 것이 낫습니다. 이런
+경우, 두 CPU 모두에 영향을 끼치는 오퍼레이션들은 오동작을 막기 위해 신중하게
+순서가 맞춰져야 합니다.
+
+예를 들어, R/W 세마포어의 느린 수행경로 (slow path) 를 생각해 봅시다.
+세마포어를 위해 대기를 하는 하나의 프로세스가 자신의 스택 중 일부를 이
+세마포어의 대기 프로세스 리스트에 링크한 채로 있습니다:
+
+ struct rw_semaphore {
+ ...
+ spinlock_t lock;
+ struct list_head waiters;
+ };
+
+ struct rwsem_waiter {
+ struct list_head list;
+ struct task_struct *task;
+ };
+
+특정 대기 상태 프로세스를 깨우기 위해, up_read() 나 up_write() 함수는 다음과
+같은 일을 합니다:
+
+ (1) 다음 대기 상태 프로세스 레코드는 어디있는지 알기 위해 이 대기 상태
+ 프로세스 레코드의 next 포인터를 읽습니다;
+
+ (2) 이 대기 상태 프로세스의 task 구조체로의 포인터를 읽습니다;
+
+ (3) 이 대기 상태 프로세스가 세마포어를 획득했음을 알리기 위해 task
+ 포인터를 초기화 합니다;
+
+ (4) 해당 태스크에 대해 wake_up_process() 를 호출합니다; 그리고
+
+ (5) 해당 대기 상태 프로세스의 task 구조체를 잡고 있던 레퍼런스를 해제합니다.
+
+달리 말하자면, 다음 이벤트 시퀀스를 수행해야 합니다:
+
+ LOAD waiter->list.next;
+ LOAD waiter->task;
+ STORE waiter->task;
+ CALL wakeup
+ RELEASE task
+
+그리고 이 이벤트들이 다른 순서로 수행된다면, 오동작이 일어날 수 있습니다.
+
+한번 세마포어의 대기줄에 들어갔고 세마포어 락을 놓았다면, 해당 대기 프로세스는
+락을 다시는 잡지 않습니다; 대신 자신의 task 포인터가 초기화 되길 기다립니다.
+그 레코드는 대기 프로세스의 스택에 있기 때문에, 리스트의 next 포인터가 읽혀지기
+_전에_ task 포인터가 지워진다면, 다른 CPU 는 해당 대기 프로세스를 시작해 버리고
+up*() 함수가 next 포인터를 읽기 전에 대기 프로세스의 스택을 마구 건드릴 수
+있습니다.
+
+그렇게 되면 위의 이벤트 시퀀스에 어떤 일이 일어나는지 생각해 보죠:
+
+ CPU 1 CPU 2
+ =============================== ===============================
+ down_xxx()
+ Queue waiter
+ Sleep
+ up_yyy()
+ LOAD waiter->task;
+ STORE waiter->task;
+ Woken up by other event
+ <preempt>
+ Resume processing
+ down_xxx() returns
+ call foo()
+ foo() clobbers *waiter
+ </preempt>
+ LOAD waiter->list.next;
+ --- OOPS ---
+
+이 문제는 세마포어 락의 사용으로 해결될 수도 있겠지만, 그렇게 되면 깨어난 후에
+down_xxx() 함수가 불필요하게 스핀락을 또다시 얻어야만 합니다.
+
+이 문제를 해결하는 방법은 범용 SMP 메모리 배리어를 추가하는 겁니다:
+
+ LOAD waiter->list.next;
+ LOAD waiter->task;
+ smp_mb();
+ STORE waiter->task;
+ CALL wakeup
+ RELEASE task
+
+이 경우에, 배리어는 시스템의 나머지 CPU 들에게 모든 배리어 앞의 메모리 액세스가
+배리어 뒤의 메모리 액세스보다 앞서 일어난 것으로 보이게 만듭니다. 배리어 앞의
+메모리 액세스들이 배리어 명령 자체가 완료되는 시점까지 완료된다고는 보장하지
+_않습니다_.
+
+(이게 문제가 되지 않을) 단일 프로세서 시스템에서 smp_mb() 는 실제로는 그저
+컴파일러가 CPU 안에서의 순서를 바꾸거나 하지 않고 주어진 순서대로 명령을
+내리도록 하는 컴파일러 배리어일 뿐입니다. 오직 하나의 CPU 만 있으니, CPU 의
+의존성 순서 로직이 그 외의 모든것을 알아서 처리할 겁니다.
+
+
+어토믹 오퍼레이션
+-----------------
+
+어토믹 오퍼레이션은 기술적으로 프로세서간 상호작용으로 분류되며 그 중 일부는
+전체 메모리 배리어를 내포하고 또 일부는 내포하지 않지만, 커널에서 상당히
+의존적으로 사용하는 기능 중 하나입니다.
+
+메모리의 어떤 상태를 수정하고 해당 상태에 대한 (예전의 또는 최신의) 정보를
+리턴하는 어토믹 오퍼레이션은 모두 SMP-조건적 범용 메모리 배리어(smp_mb())를
+실제 오퍼레이션의 앞과 뒤에 내포합니다. 이런 오퍼레이션은 다음의 것들을
+포함합니다:
+
+ xchg();
+ atomic_xchg(); atomic_long_xchg();
+ atomic_inc_return(); atomic_long_inc_return();
+ atomic_dec_return(); atomic_long_dec_return();
+ atomic_add_return(); atomic_long_add_return();
+ atomic_sub_return(); atomic_long_sub_return();
+ atomic_inc_and_test(); atomic_long_inc_and_test();
+ atomic_dec_and_test(); atomic_long_dec_and_test();
+ atomic_sub_and_test(); atomic_long_sub_and_test();
+ atomic_add_negative(); atomic_long_add_negative();
+ test_and_set_bit();
+ test_and_clear_bit();
+ test_and_change_bit();
+
+ /* exchange 조건이 성공할 때 */
+ cmpxchg();
+ atomic_cmpxchg(); atomic_long_cmpxchg();
+ atomic_add_unless(); atomic_long_add_unless();
+
+이것들은 메모리 배리어 효과가 필요한 ACQUIRE 부류와 RELEASE 부류 오퍼레이션들을
+구현할 때, 그리고 객체 해제를 위해 레퍼런스 카운터를 조정할 때, 암묵적 메모리
+배리어 효과가 필요한 곳 등에 사용됩니다.
+
+
+다음의 오퍼레이션들은 메모리 배리어를 내포하지 _않기_ 때문에 문제가 될 수
+있지만, RELEASE 부류의 오퍼레이션들과 같은 것들을 구현할 때 사용될 수도
+있습니다:
+
+ atomic_set();
+ set_bit();
+ clear_bit();
+ change_bit();
+
+이것들을 사용할 때에는 필요하다면 적절한 (예를 들면 smp_mb__before_atomic()
+같은) 메모리 배리어가 명시적으로 함께 사용되어야 합니다.
+
+
+아래의 것들도 메모리 배리어를 내포하지 _않기_ 때문에, 일부 환경에서는 (예를
+들면 smp_mb__before_atomic() 과 같은) 명시적인 메모리 배리어 사용이 필요합니다.
+
+ atomic_add();
+ atomic_sub();
+ atomic_inc();
+ atomic_dec();
+
+이것들이 통계 생성을 위해 사용된다면, 그리고 통계 데이터 사이에 관계가 존재하지
+않는다면 메모리 배리어는 필요치 않을 겁니다.
+
+객체의 수명을 관리하기 위해 레퍼런스 카운팅 목적으로 사용된다면, 레퍼런스
+카운터는 락으로 보호되는 섹션에서만 조정되거나 호출하는 쪽이 이미 충분한
+레퍼런스를 잡고 있을 것이기 때문에 메모리 배리어는 아마 필요 없을 겁니다.
+
+만약 어떤 락을 구성하기 위해 사용된다면, 락 관련 동작은 일반적으로 작업을 특정
+순서대로 진행해야 하므로 메모리 배리어가 필요할 수 있습니다.
+
+기본적으로, 각 사용처에서는 메모리 배리어가 필요한지 아닌지 충분히 고려해야
+합니다.
+
+아래의 오퍼레이션들은 특별한 락 관련 동작들입니다:
+
+ test_and_set_bit_lock();
+ clear_bit_unlock();
+ __clear_bit_unlock();
+
+이것들은 ACQUIRE 류와 RELEASE 류의 오퍼레이션들을 구현합니다. 락 관련 도구를
+구현할 때에는 이것들을 좀 더 선호하는 편이 나은데, 이것들의 구현은 많은
+아키텍쳐에서 최적화 될 수 있기 때문입니다.
+
+[!] 이런 상황에 사용할 수 있는 특수한 메모리 배리어 도구들이 있습니다만, 일부
+CPU 에서는 사용되는 어토믹 인스트럭션 자체에 메모리 배리어가 내포되어 있어서
+어토믹 오퍼레이션과 메모리 배리어를 함께 사용하는 게 불필요한 일이 될 수
+있는데, 그런 경우에 이 특수 메모리 배리어 도구들은 no-op 이 되어 실질적으로
+아무일도 하지 않습니다.
+
+더 많은 내용을 위해선 Documentation/atomic_ops.txt 를 참고하세요.
+
+
+디바이스 액세스
+---------------
+
+많은 디바이스가 메모리 매핑 기법으로 제어될 수 있는데, 그렇게 제어되는
+디바이스는 CPU 에는 단지 특정 메모리 영역의 집합처럼 보이게 됩니다. 드라이버는
+그런 디바이스를 제어하기 위해 정확히 올바른 순서로 올바른 메모리 액세스를
+만들어야 합니다.
+
+하지만, 액세스들을 재배치 하거나 조합하거나 병합하는게 더 효율적이라 판단하는
+영리한 CPU 나 컴파일러들을 사용하면 드라이버 코드의 조심스럽게 순서 맞춰진
+액세스들이 디바이스에는 요청된 순서대로 도착하지 못하게 할 수 있는 - 디바이스가
+오동작을 하게 할 - 잠재적 문제가 생길 수 있습니다.
+
+리눅스 커널 내부에서, I/O 는 어떻게 액세스들을 적절히 순차적이게 만들 수 있는지
+알고 있는, - inb() 나 writel() 과 같은 - 적절한 액세스 루틴을 통해 이루어져야만
+합니다. 이것들은 대부분의 경우에는 명시적 메모리 배리어 와 함께 사용될 필요가
+없습니다만, 다음의 두가지 상황에서는 명시적 메모리 배리어가 필요할 수 있습니다:
+
+ (1) 일부 시스템에서 I/O 스토어는 모든 CPU 에 일관되게 순서 맞춰지지 않는데,
+ 따라서 _모든_ 일반적인 드라이버들에 락이 사용되어야만 하고 이 크리티컬
+ 섹션을 빠져나오기 전에 mmiowb() 가 꼭 호출되어야 합니다.
+
+ (2) 만약 액세스 함수들이 완화된 메모리 액세스 속성을 갖는 I/O 메모리 윈도우를
+ 사용한다면, 순서를 강제하기 위해선 _mandatory_ 메모리 배리어가 필요합니다.
+
+더 많은 정보를 위해선 Documentation/DocBook/deviceiobook.tmpl 을 참고하십시오.
+
+
+인터럽트
+--------
+
+드라이버는 자신의 인터럽트 서비스 루틴에 의해 인터럽트 당할 수 있기 때문에
+드라이버의 이 두 부분은 서로의 디바이스 제어 또는 액세스 부분과 상호 간섭할 수
+있습니다.
+
+스스로에게 인터럽트 당하는 걸 불가능하게 하고, 드라이버의 크리티컬한
+오퍼레이션들을 모두 인터럽트가 불가능하게 된 영역에 집어넣거나 하는 방법 (락의
+한 형태) 으로 이런 상호 간섭을 - 최소한 부분적으로라도 - 줄일 수 있습니다.
+드라이버의 인터럽트 루틴이 실행 중인 동안, 해당 드라이버의 코어는 같은 CPU 에서
+수행되지 않을 것이며, 현재의 인터럽트가 처리되는 중에는 또다시 인터럽트가
+일어나지 못하도록 되어 있으니 인터럽트 핸들러는 그에 대해서는 락을 잡지 않아도
+됩니다.
+
+하지만, 어드레스 레지스터와 데이터 레지스터를 갖는 이더넷 카드를 다루는
+드라이버를 생각해 봅시다. 만약 이 드라이버의 코어가 인터럽트를 비활성화시킨
+채로 이더넷 카드와 대화하고 드라이버의 인터럽트 핸들러가 호출되었다면:
+
+ LOCAL IRQ DISABLE
+ writew(ADDR, 3);
+ writew(DATA, y);
+ LOCAL IRQ ENABLE
+ <interrupt>
+ writew(ADDR, 4);
+ q = readw(DATA);
+ </interrupt>
+
+만약 순서 규칙이 충분히 완화되어 있다면 데이터 레지스터에의 스토어는 어드레스
+레지스터에 두번째로 행해지는 스토어 뒤에 일어날 수도 있습니다:
+
+ STORE *ADDR = 3, STORE *ADDR = 4, STORE *DATA = y, q = LOAD *DATA
+
+
+만약 순서 규칙이 충분히 완화되어 있고 묵시적으로든 명시적으로든 배리어가
+사용되지 않았다면 인터럽트 비활성화 섹션에서 일어난 액세스가 바깥으로 새어서
+인터럽트 내에서 일어난 액세스와 섞일 수 있다고 - 그리고 그 반대도 - 가정해야만
+합니다.
+
+그런 영역 안에서 일어나는 I/O 액세스들은 엄격한 순서 규칙의 I/O 레지스터에
+묵시적 I/O 배리어를 형성하는 동기적 (synchronous) 로드 오퍼레이션을 포함하기
+때문에 일반적으로는 이런게 문제가 되지 않습니다. 만약 이걸로는 충분치 않다면
+mmiowb() 가 명시적으로 사용될 필요가 있습니다.
+
+
+하나의 인터럽트 루틴과 별도의 CPU 에서 수행중이며 서로 통신을 하는 두 루틴
+사이에도 비슷한 상황이 일어날 수 있습니다. 만약 그런 경우가 발생할 가능성이
+있다면, 순서를 보장하기 위해 인터럽트 비활성화 락이 사용되어져야만 합니다.
+
+
+======================
+커널 I/O 배리어의 효과
+======================
+
+I/O 메모리에 액세스할 때, 드라이버는 적절한 액세스 함수를 사용해야 합니다:
+
+ (*) inX(), outX():
+
+ 이것들은 메모리 공간보다는 I/O 공간에 이야기를 하려는 의도로
+ 만들어졌습니다만, 그건 기본적으로 CPU 마다 다른 컨셉입니다. i386 과
+ x86_64 프로세서들은 특별한 I/O 공간 액세스 사이클과 명령어를 실제로 가지고
+ 있지만, 다른 많은 CPU 들에는 그런 컨셉이 존재하지 않습니다.
+
+ 다른 것들 중에서도 PCI 버스가 I/O 공간 컨셉을 정의하는데, 이는 - i386 과
+ x86_64 같은 CPU 에서 - CPU 의 I/O 공간 컨셉으로 쉽게 매치됩니다. 하지만,
+ 대체할 I/O 공간이 없는 CPU 에서는 CPU 의 메모리 맵의 가상 I/O 공간으로
+ 매핑될 수도 있습니다.
+
+ 이 공간으로의 액세스는 (i386 등에서는) 완전하게 동기화 됩니다만, 중간의
+ (PCI 호스트 브리지와 같은) 브리지들은 이를 완전히 보장하진 않을수도
+ 있습니다.
+
+ 이것들의 상호간의 순서는 완전하게 보장됩니다.
+
+ 다른 타입의 메모리 오퍼레이션, I/O 오퍼레이션에 대한 순서는 완전하게
+ 보장되지는 않습니다.
+
+ (*) readX(), writeX():
+
+ 이것들이 수행 요청되는 CPU 에서 서로에게 완전히 순서가 맞춰지고 독립적으로
+ 수행되는지에 대한 보장 여부는 이들이 액세스 하는 메모리 윈도우에 정의된
+ 특성에 의해 결정됩니다. 예를 들어, 최신의 i386 아키텍쳐 머신에서는 MTRR
+ 레지스터로 이 특성이 조정됩니다.
+
+ 일반적으로는, 프리페치 (prefetch) 가능한 디바이스를 액세스 하는게
+ 아니라면, 이것들은 완전히 순서가 맞춰지고 결합되지 않게 보장될 겁니다.
+
+ 하지만, (PCI 브리지와 같은) 중간의 하드웨어는 자신이 원한다면 집행을
+ 연기시킬 수 있습니다; 스토어 명령을 실제로 하드웨어로 내려보내기(flush)
+ 위해서는 같은 위치로부터 로드를 하는 방법이 있습니다만[*], PCI 의 경우는
+ 같은 디바이스나 환경 구성 영역에서의 로드만으로도 충분할 겁니다.
+
+ [*] 주의! 쓰여진 것과 같은 위치로부터의 로드를 시도하는 것은 오동작을
+ 일으킬 수도 있습니다 - 예로 16650 Rx/Tx 시리얼 레지스터를 생각해
+ 보세요.
+
+ 프리페치 가능한 I/O 메모리가 사용되면, 스토어 명령들이 순서를 지키도록
+ 하기 위해 mmiowb() 배리어가 필요할 수 있습니다.
+
+ PCI 트랜잭션 사이의 상호작용에 대해 더 많은 정보를 위해선 PCI 명세서를
+ 참고하시기 바랍니다.
+
+ (*) readX_relaxed(), writeX_relaxed()
+
+ 이것들은 readX() 와 writeX() 랑 비슷하지만, 더 완화된 메모리 순서 보장을
+ 제공합니다. 구체적으로, 이것들은 일반적 메모리 액세스 (예: DMA 버퍼) 에도
+ LOCK 이나 UNLOCK 오퍼레이션들에도 순서를 보장하지 않습니다. LOCK 이나
+ UNLOCK 오퍼레이션들에 맞춰지는 순서가 필요하다면, mmiowb() 배리어가 사용될
+ 수 있습니다. 같은 주변 장치에의 완화된 액세스끼리는 순서가 지켜짐을 알아
+ 두시기 바랍니다.
+
+ (*) ioreadX(), iowriteX()
+
+ 이것들은 inX()/outX() 나 readX()/writeX() 처럼 실제로 수행하는 액세스의
+ 종류에 따라 적절하게 수행될 것입니다.
+
+
+===================================
+가정되는 가장 완화된 실행 순서 모델
+===================================
+
+컨셉적으로 CPU 는 주어진 프로그램에 대해 프로그램 그 자체에는 인과성 (program
+causality) 을 지키는 것처럼 보이게 하지만 일반적으로는 순서를 거의 지켜주지
+않는다고 가정되어야만 합니다. (i386 이나 x86_64 같은) 일부 CPU 들은 코드
+재배치에 (powerpc 나 frv 와 같은) 다른 것들에 비해 강한 제약을 갖지만, 아키텍쳐
+종속적 코드 이외의 코드에서는 순서에 대한 제약이 가장 완화된 경우 (DEC Alpha)
+를 가정해야 합니다.
+
+이 말은, CPU 에게 주어지는 인스트럭션 스트림 내의 한 인스트럭션이 앞의
+인스트럭션에 종속적이라면 앞의 인스트럭션은 뒤의 종속적 인스트럭션이 실행되기
+전에 완료[*]될 수 있어야 한다는 제약 (달리 말해서, 인과성이 지켜지는 것으로
+보이게 함) 외에는 자신이 원하는 순서대로 - 심지어 병렬적으로도 - 그 스트림을
+실행할 수 있음을 의미합니다
+
+ [*] 일부 인스트럭션은 하나 이상의 영향 - 조건 코드를 바꾼다던지, 레지스터나
+ 메모리를 바꾼다던지 - 을 만들어내며, 다른 인스트럭션은 다른 효과에
+ 종속적일 수 있습니다.
+
+CPU 는 최종적으로 아무 효과도 만들지 않는 인스트럭션 시퀀스는 없애버릴 수도
+있습니다. 예를 들어, 만약 두개의 연속되는 인스트럭션이 둘 다 같은 레지스터에
+직접적인 값 (immediate value) 을 집어넣는다면, 첫번째 인스트럭션은 버려질 수도
+있습니다.
+
+
+비슷하게, 컴파일러 역시 프로그램의 인과성만 지켜준다면 인스트럭션 스트림을
+자신이 보기에 올바르다 생각되는대로 재배치 할 수 있습니다.
+
+
+===============
+CPU 캐시의 영향
+===============
+
+캐시된 메모리 오퍼레이션들이 시스템 전체에 어떻게 인지되는지는 CPU 와 메모리
+사이에 존재하는 캐시들, 그리고 시스템 상태의 일관성을 관리하는 메모리 일관성
+시스템에 상당 부분 영향을 받습니다.
+
+한 CPU 가 시스템의 다른 부분들과 캐시를 통해 상호작용한다면, 메모리 시스템은
+CPU 의 캐시들을 포함해야 하며, CPU 와 CPU 자신의 캐시 사이에서의 동작을 위한
+메모리 배리어를 가져야 합니다. (메모리 배리어는 논리적으로는 다음 그림의
+점선에서 동작합니다):
+
+ <--- CPU ---> : <----------- Memory ----------->
+ :
+ +--------+ +--------+ : +--------+ +-----------+
+ | | | | : | | | | +--------+
+ | CPU | | Memory | : | CPU | | | | |
+ | Core |--->| Access |----->| Cache |<-->| | | |
+ | | | Queue | : | | | |--->| Memory |
+ | | | | : | | | | | |
+ +--------+ +--------+ : +--------+ | | | |
+ : | Cache | +--------+
+ : | Coherency |
+ : | Mechanism | +--------+
+ +--------+ +--------+ : +--------+ | | | |
+ | | | | : | | | | | |
+ | CPU | | Memory | : | CPU | | |--->| Device |
+ | Core |--->| Access |----->| Cache |<-->| | | |
+ | | | Queue | : | | | | | |
+ | | | | : | | | | +--------+
+ +--------+ +--------+ : +--------+ +-----------+
+ :
+ :
+
+특정 로드나 스토어는 해당 오퍼레이션을 요청한 CPU 의 캐시 내에서 동작을 완료할
+수도 있기 때문에 해당 CPU 의 바깥에는 보이지 않을 수 있지만, 다른 CPU 가 관심을
+갖는다면 캐시 일관성 메커니즘이 해당 캐시라인을 해당 CPU 에게 전달하고, 해당
+메모리 영역에 대한 오퍼레이션이 발생할 때마다 그 영향을 전파시키기 때문에, 해당
+오퍼레이션은 메모리에 실제로 액세스를 한것처럼 나타날 것입니다.
+
+CPU 코어는 프로그램의 인과성이 유지된다고만 여겨진다면 인스트럭션들을 어떤
+순서로든 재배치해서 수행할 수 있습니다. 일부 인스트럭션들은 로드나 스토어
+오퍼레이션을 만드는데 이 오퍼레이션들은 이후 수행될 메모리 액세스 큐에 들어가게
+됩니다. 코어는 이 오퍼레이션들을 해당 큐에 어떤 순서로든 원하는대로 넣을 수
+있고, 다른 인스트럭션의 완료를 기다리도록 강제되기 전까지는 수행을 계속합니다.
+
+메모리 배리어가 하는 일은 CPU 쪽에서 메모리 쪽으로 넘어가는 액세스들의 순서,
+그리고 그 액세스의 결과가 시스템의 다른 관찰자들에게 인지되는 순서를 제어하는
+것입니다.
+
+[!] CPU 들은 항상 그들 자신의 로드와 스토어는 프로그램 순서대로 일어난 것으로
+보기 때문에, 주어진 CPU 내에서는 메모리 배리어를 사용할 필요가 _없습니다_.
+
+[!] MMIO 나 다른 디바이스 액세스들은 캐시 시스템을 우회할 수도 있습니다. 우회
+여부는 디바이스가 액세스 되는 메모리 윈도우의 특성에 의해 결정될 수도 있고, CPU
+가 가지고 있을 수 있는 특수한 디바이스 통신 인스트럭션의 사용에 의해서 결정될
+수도 있습니다.
+
+
+캐시 일관성
+-----------
+
+하지만 삶은 앞에서 이야기한 것처럼 단순하지 않습니다: 캐시들은 일관적일 것으로
+기대되지만, 그 일관성이 순서에도 적용될 거라는 보장은 없습니다. 한 CPU 에서
+만들어진 변경 사항은 최종적으로는 시스템의 모든 CPU 에게 보여지게 되지만, 다른
+CPU 들에게도 같은 순서로 보이게 될 거라는 보장은 없다는 뜻입니다.
+
+
+두개의 CPU (1 & 2) 가 달려 있고, 각 CPU 에 두개의 데이터 캐시(CPU 1 은 A/B 를,
+CPU 2 는 C/D 를 갖습니다)가 병렬로 연결되어 있는 시스템을 다룬다고 생각해
+봅시다:
+
+ :
+ : +--------+
+ : +---------+ | |
+ +--------+ : +--->| Cache A |<------->| |
+ | | : | +---------+ | |
+ | CPU 1 |<---+ | |
+ | | : | +---------+ | |
+ +--------+ : +--->| Cache B |<------->| |
+ : +---------+ | |
+ : | Memory |
+ : +---------+ | System |
+ +--------+ : +--->| Cache C |<------->| |
+ | | : | +---------+ | |
+ | CPU 2 |<---+ | |
+ | | : | +---------+ | |
+ +--------+ : +--->| Cache D |<------->| |
+ : +---------+ | |
+ : +--------+
+ :
+
+이 시스템이 다음과 같은 특성을 갖는다 생각해 봅시다:
+
+ (*) 홀수번 캐시라인은 캐시 A, 캐시 C 또는 메모리에 위치할 수 있음;
+
+ (*) 짝수번 캐시라인은 캐시 B, 캐시 D 또는 메모리에 위치할 수 있음;
+
+ (*) CPU 코어가 한개의 캐시에 접근하는 동안, 다른 캐시는 - 더티 캐시라인을
+ 메모리에 내리거나 추측성 로드를 하거나 하기 위해 - 시스템의 다른 부분에
+ 액세스 하기 위해 버스를 사용할 수 있음;
+
+ (*) 각 캐시는 시스템의 나머지 부분들과 일관성을 맞추기 위해 해당 캐시에
+ 적용되어야 할 오퍼레이션들의 큐를 가짐;
+
+ (*) 이 일관성 큐는 캐시에 이미 존재하는 라인에 가해지는 평범한 로드에 의해서는
+ 비워지지 않는데, 큐의 오퍼레이션들이 이 로드의 결과에 영향을 끼칠 수 있다
+ 할지라도 그러함.
+
+이제, 첫번째 CPU 에서 두개의 쓰기 오퍼레이션을 만드는데, 해당 CPU 의 캐시에
+요청된 순서로 오퍼레이션이 도달됨을 보장하기 위해 두 오퍼레이션 사이에 쓰기
+배리어를 사용하는 상황을 상상해 봅시다:
+
+ CPU 1 CPU 2 COMMENT
+ =============== =============== =======================================
+ u == 0, v == 1 and p == &u, q == &u
+ v = 2;
+ smp_wmb(); v 의 변경이 p 의 변경 전에 보일 것을
+ 분명히 함
+ <A:modify v=2> v 는 이제 캐시 A 에 독점적으로 존재함
+ p = &v;
+ <B:modify p=&v> p 는 이제 캐시 B 에 독점적으로 존재함
+
+여기서의 쓰기 메모리 배리어는 CPU 1 의 캐시가 올바른 순서로 업데이트 된 것으로
+시스템의 다른 CPU 들이 인지하게 만듭니다. 하지만, 이제 두번째 CPU 가 그 값들을
+읽으려 하는 상황을 생각해 봅시다:
+
+ CPU 1 CPU 2 COMMENT
+ =============== =============== =======================================
+ ...
+ q = p;
+ x = *q;
+
+위의 두개의 읽기 오퍼레이션은 예상된 순서로 일어나지 못할 수 있는데, 두번째 CPU
+의 한 캐시에 다른 캐시 이벤트가 발생해 v 를 담고 있는 캐시라인의 해당 캐시에의
+업데이트가 지연되는 사이, p 를 담고 있는 캐시라인은 두번째 CPU 의 다른 캐시에
+업데이트 되어버렸을 수 있기 때문입니다.
+
+ CPU 1 CPU 2 COMMENT
+ =============== =============== =======================================
+ u == 0, v == 1 and p == &u, q == &u
+ v = 2;
+ smp_wmb();
+ <A:modify v=2> <C:busy>
+ <C:queue v=2>
+ p = &v; q = p;
+ <D:request p>
+ <B:modify p=&v> <D:commit p=&v>
+ <D:read p>
+ x = *q;
+ <C:read *q> 캐시에 업데이트 되기 전의 v 를 읽음
+ <C:unbusy>
+ <C:commit v=2>
+
+기본적으로, 두개의 캐시라인 모두 CPU 2 에 최종적으로는 업데이트 될 것이지만,
+별도의 개입 없이는, 업데이트의 순서가 CPU 1 에서 만들어진 순서와 동일할
+것이라는 보장이 없습니다.
+
+
+여기에 개입하기 위해선, 데이터 의존성 배리어나 읽기 배리어를 로드 오퍼레이션들
+사이에 넣어야 합니다. 이렇게 함으로써 캐시가 다음 요청을 처리하기 전에 일관성
+큐를 처리하도록 강제하게 됩니다.
+
+ CPU 1 CPU 2 COMMENT
+ =============== =============== =======================================
+ u == 0, v == 1 and p == &u, q == &u
+ v = 2;
+ smp_wmb();
+ <A:modify v=2> <C:busy>
+ <C:queue v=2>
+ p = &v; q = p;
+ <D:request p>
+ <B:modify p=&v> <D:commit p=&v>
+ <D:read p>
+ smp_read_barrier_depends()
+ <C:unbusy>
+ <C:commit v=2>
+ x = *q;
+ <C:read *q> 캐시에 업데이트 된 v 를 읽음
+
+
+이런 부류의 문제는 DEC Alpha 계열 프로세서들에서 발견될 수 있는데, 이들은
+데이터 버스를 좀 더 잘 사용해 성능을 개선할 수 있는, 분할된 캐시를 가지고 있기
+때문입니다. 대부분의 CPU 는 하나의 읽기 오퍼레이션의 메모리 액세스가 다른 읽기
+오퍼레이션에 의존적이라면 데이터 의존성 배리어를 내포시킵니다만, 모두가 그런건
+아니기 때문에 이점에 의존해선 안됩니다.
+
+다른 CPU 들도 분할된 캐시를 가지고 있을 수 있지만, 그런 CPU 들은 평범한 메모리
+액세스를 위해서도 이 분할된 캐시들 사이의 조정을 해야만 합니다. Alpha 는 가장
+약한 메모리 순서 시맨틱 (semantic) 을 선택함으로써 메모리 배리어가 명시적으로
+사용되지 않았을 때에는 그런 조정이 필요하지 않게 했습니다.
+
+
+캐시 일관성 VS DMA
+------------------
+
+모든 시스템이 DMA 를 하는 디바이스에 대해서까지 캐시 일관성을 유지하지는
+않습니다. 그런 경우, DMA 를 시도하는 디바이스는 RAM 으로부터 잘못된 데이터를
+읽을 수 있는데, 더티 캐시 라인이 CPU 의 캐시에 머무르고 있고, 바뀐 값이 아직
+RAM 에 써지지 않았을 수 있기 때문입니다. 이 문제를 해결하기 위해선, 커널의
+적절한 부분에서 각 CPU 캐시의 문제되는 비트들을 플러시 (flush) 시켜야만 합니다
+(그리고 그것들을 무효화 - invalidation - 시킬 수도 있겠죠).
+
+또한, 디바이스에 의해 RAM 에 DMA 로 쓰여진 값은 디바이스가 쓰기를 완료한 후에
+CPU 의 캐시에서 RAM 으로 쓰여지는 더티 캐시 라인에 의해 덮어써질 수도 있고, CPU
+의 캐시에 존재하는 캐시 라인이 해당 캐시에서 삭제되고 다시 값을 읽어들이기
+전까지는 RAM 이 업데이트 되었다는 사실 자체가 숨겨져 버릴 수도 있습니다. 이
+문제를 해결하기 위해선, 커널의 적절한 부분에서 각 CPU 의 캐시 안의 문제가 되는
+비트들을 무효화 시켜야 합니다.
+
+캐시 관리에 대한 더 많은 정보를 위해선 Documentation/cachetlb.txt 를
+참고하세요.
+
+
+캐시 일관성 VS MMIO
+-------------------
+
+Memory mapped I/O 는 일반적으로 CPU 의 메모리 공간 내의 한 윈도우의 특정 부분
+내의 메모리 지역에 이루어지는데, 이 윈도우는 일반적인, RAM 으로 향하는
+윈도우와는 다른 특성을 갖습니다.
+
+그런 특성 가운데 하나는, 일반적으로 그런 액세스는 캐시를 완전히 우회하고
+디바이스 버스로 곧바로 향한다는 것입니다. 이 말은 MMIO 액세스는 먼저
+시작되어서 캐시에서 완료된 메모리 액세스를 추월할 수 있다는 뜻입니다. 이런
+경우엔 메모리 배리어만으로는 충분치 않고, 만약 캐시된 메모리 쓰기 오퍼레이션과
+MMIO 액세스가 어떤 방식으로든 의존적이라면 해당 캐시는 두 오퍼레이션 사이에
+비워져(flush)야만 합니다.
+
+
+======================
+CPU 들이 저지르는 일들
+======================
+
+프로그래머는 CPU 가 메모리 오퍼레이션들을 정확히 요청한대로 수행해 줄 것이라고
+생각하는데, 예를 들어 다음과 같은 코드를 CPU 에게 넘긴다면:
+
+ a = READ_ONCE(*A);
+ WRITE_ONCE(*B, b);
+ c = READ_ONCE(*C);
+ d = READ_ONCE(*D);
+ WRITE_ONCE(*E, e);
+
+CPU 는 다음 인스트럭션을 처리하기 전에 현재의 인스트럭션을 위한 메모리
+오퍼레이션을 완료할 것이라 생각하고, 따라서 시스템 외부에서 관찰하기에도 정해진
+순서대로 오퍼레이션이 수행될 것으로 예상합니다:
+
+ LOAD *A, STORE *B, LOAD *C, LOAD *D, STORE *E.
+
+
+당연하지만, 실제로는 훨씬 엉망입니다. 많은 CPU 와 컴파일러에서 앞의 가정은
+성립하지 못하는데 그 이유는 다음과 같습니다:
+
+ (*) 로드 오퍼레이션들은 실행을 계속 해나가기 위해 곧바로 완료될 필요가 있는
+ 경우가 많은 반면, 스토어 오퍼레이션들은 종종 별다른 문제 없이 유예될 수
+ 있습니다;
+
+ (*) 로드 오퍼레이션들은 예측적으로 수행될 수 있으며, 필요없는 로드였다고
+ 증명된 예측적 로드의 결과는 버려집니다;
+
+ (*) 로드 오퍼레이션들은 예측적으로 수행될 수 있으므로, 예상된 이벤트의
+ 시퀀스와 다른 시간에 로드가 이뤄질 수 있습니다;
+
+ (*) 메모리 액세스 순서는 CPU 버스와 캐시를 좀 더 잘 사용할 수 있도록 재배치
+ 될 수 있습니다;
+
+ (*) 로드와 스토어는 인접한 위치에의 액세스들을 일괄적으로 처리할 수 있는
+ 메모리나 I/O 하드웨어 (메모리와 PCI 디바이스 둘 다 이게 가능할 수
+ 있습니다) 에 대해 요청되는 경우, 개별 오퍼레이션을 위한 트랜잭션 설정
+ 비용을 아끼기 위해 조합되어 실행될 수 있습니다; 그리고
+
+ (*) 해당 CPU 의 데이터 캐시가 순서에 영향을 끼칠 수도 있고, 캐시 일관성
+ 메커니즘이 - 스토어가 실제로 캐시에 도달한다면 - 이 문제를 완화시킬 수는
+ 있지만 이 일관성 관리가 다른 CPU 들에도 같은 순서로 전달된다는 보장은
+ 없습니다.
+
+따라서, 앞의 코드에 대해 다른 CPU 가 보는 결과는 다음과 같을 수 있습니다:
+
+ LOAD *A, ..., LOAD {*C,*D}, STORE *E, STORE *B
+
+ ("LOAD {*C,*D}" 는 조합된 로드입니다)
+
+
+하지만, CPU 는 스스로는 일관적일 것을 보장합니다: CPU _자신_ 의 액세스들은
+자신에게는 메모리 배리어가 없음에도 불구하고 정확히 순서 세워진 것으로 보여질
+것입니다. 예를 들어 다음의 코드가 주어졌다면:
+
+ U = READ_ONCE(*A);
+ WRITE_ONCE(*A, V);
+ WRITE_ONCE(*A, W);
+ X = READ_ONCE(*A);
+ WRITE_ONCE(*A, Y);
+ Z = READ_ONCE(*A);
+
+그리고 외부의 영향에 의한 간섭이 없다고 가정하면, 최종 결과는 다음과 같이
+나타날 것이라고 예상될 수 있습니다:
+
+ U == *A 의 최초 값
+ X == W
+ Z == Y
+ *A == Y
+
+앞의 코드는 CPU 가 다음의 메모리 액세스 시퀀스를 만들도록 할겁니다:
+
+ U=LOAD *A, STORE *A=V, STORE *A=W, X=LOAD *A, STORE *A=Y, Z=LOAD *A
+
+하지만, 별다른 개입이 없고 프로그램의 시야에 이 세상이 여전히 일관적이라고
+보인다는 보장만 지켜진다면 이 시퀀스는 어떤 조합으로든 재구성될 수 있으며, 각
+액세스들은 합쳐지거나 버려질 수 있습니다. 일부 아키텍쳐에서 CPU 는 같은 위치에
+대한 연속적인 로드 오퍼레이션들을 재배치 할 수 있기 때문에 앞의 예에서의
+READ_ONCE() 와 WRITE_ONCE() 는 반드시 존재해야 함을 알아두세요. 그런 종류의
+아키텍쳐에서 READ_ONCE() 와 WRITE_ONCE() 는 이 문제를 막기 위해 필요한 일을
+뭐가 됐든지 하게 되는데, 예를 들어 Itanium 에서는 READ_ONCE() 와 WRITE_ONCE()
+가 사용하는 volatile 캐스팅은 GCC 가 그런 재배치를 방지하는 특수 인스트럭션인
+ld.acq 와 stl.rel 인스트럭션을 각각 만들어 내도록 합니다.
+
+컴파일러 역시 이 시퀀스의 액세스들을 CPU 가 보기도 전에 합치거나 버리거나 뒤로
+미뤄버릴 수 있습니다.
+
+예를 들어:
+
+ *A = V;
+ *A = W;
+
+는 다음과 같이 변형될 수 있습니다:
+
+ *A = W;
+
+따라서, 쓰기 배리어나 WRITE_ONCE() 가 없다면 *A 로의 V 값의 저장의 효과는
+사라진다고 가정될 수 있습니다. 비슷하게:
+
+ *A = Y;
+ Z = *A;
+
+는, 메모리 배리어나 READ_ONCE() 와 WRITE_ONCE() 없이는 다음과 같이 변형될 수
+있습니다:
+
+ *A = Y;
+ Z = Y;
+
+그리고 이 LOAD 오퍼레이션은 CPU 바깥에는 아예 보이지 않습니다.
+
+
+그리고, ALPHA 가 있다
+---------------------
+
+DEC Alpha CPU 는 가장 완화된 메모리 순서의 CPU 중 하나입니다. 뿐만 아니라,
+Alpha CPU 의 일부 버전은 분할된 데이터 캐시를 가지고 있어서, 의미적으로
+관계되어 있는 두개의 캐시 라인이 서로 다른 시간에 업데이트 되는게 가능합니다.
+이게 데이터 의존성 배리어가 정말 필요해지는 부분인데, 데이터 의존성 배리어는
+메모리 일관성 시스템과 함께 두개의 캐시를 동기화 시켜서, 포인터 변경과 새로운
+데이터의 발견을 올바른 순서로 일어나게 하기 때문입니다.
+
+리눅스 커널의 메모리 배리어 모델은 Alpha 에 기초해서 정의되었습니다.
+
+위의 "캐시 일관성" 서브섹션을 참고하세요.
+
+
+가상 머신 게스트
+----------------
+
+가상 머신에서 동작하는 게스트들은 게스트 자체는 SMP 지원 없이 컴파일 되었다
+해도 SMP 영향을 받을 수 있습니다. 이건 UP 커널을 사용하면서 SMP 호스트와
+결부되어 발생하는 부작용입니다. 이 경우에는 mandatory 배리어를 사용해서 문제를
+해결할 수 있겠지만 그런 해결은 대부분의 경우 최적의 해결책이 아닙니다.
+
+이 문제를 완벽하게 해결하기 위해, 로우 레벨의 virt_mb() 등의 매크로를 사용할 수
+있습니다. 이것들은 SMP 가 활성화 되어 있다면 smp_mb() 등과 동일한 효과를
+갖습니다만, SMP 와 SMP 아닌 시스템 모두에 대해 동일한 코드를 만들어냅니다.
+예를 들어, 가상 머신 게스트들은 (SMP 일 수 있는) 호스트와 동기화를 할 때에는
+smp_mb() 가 아니라 virt_mb() 를 사용해야 합니다.
+
+이것들은 smp_mb() 류의 것들과 모든 부분에서 동일하며, 특히, MMIO 의 영향에
+대해서는 간여하지 않습니다: MMIO 의 영향을 제어하려면, mandatory 배리어를
+사용하시기 바랍니다.
+
+
+=======
+사용 예
+=======
+
+순환식 버퍼
+-----------
+
+메모리 배리어는 순환식 버퍼를 생성자(producer)와 소비자(consumer) 사이의
+동기화에 락을 사용하지 않고 구현하는데에 사용될 수 있습니다. 더 자세한 내용을
+위해선 다음을 참고하세요:
+
+ Documentation/circular-buffers.txt
+
+
+=========
+참고 문헌
+=========
+
+Alpha AXP Architecture Reference Manual, Second Edition (Sites & Witek,
+Digital Press)
+ Chapter 5.2: Physical Address Space Characteristics
+ Chapter 5.4: Caches and Write Buffers
+ Chapter 5.5: Data Sharing
+ Chapter 5.6: Read/Write Ordering
+
+AMD64 Architecture Programmer's Manual Volume 2: System Programming
+ Chapter 7.1: Memory-Access Ordering
+ Chapter 7.4: Buffering and Combining Memory Writes
+
+IA-32 Intel Architecture Software Developer's Manual, Volume 3:
+System Programming Guide
+ Chapter 7.1: Locked Atomic Operations
+ Chapter 7.2: Memory Ordering
+ Chapter 7.4: Serializing Instructions
+
+The SPARC Architecture Manual, Version 9
+ Chapter 8: Memory Models
+ Appendix D: Formal Specification of the Memory Models
+ Appendix J: Programming with the Memory Models
+
+UltraSPARC Programmer Reference Manual
+ Chapter 5: Memory Accesses and Cacheability
+ Chapter 15: Sparc-V9 Memory Models
+
+UltraSPARC III Cu User's Manual
+ Chapter 9: Memory Models
+
+UltraSPARC IIIi Processor User's Manual
+ Chapter 8: Memory Models
+
+UltraSPARC Architecture 2005
+ Chapter 9: Memory
+ Appendix D: Formal Specifications of the Memory Models
+
+UltraSPARC T1 Supplement to the UltraSPARC Architecture 2005
+ Chapter 8: Memory Models
+ Appendix F: Caches and Cache Coherency
+
+Solaris Internals, Core Kernel Architecture, p63-68:
+ Chapter 3.3: Hardware Considerations for Locks and
+ Synchronization
+
+Unix Systems for Modern Architectures, Symmetric Multiprocessing and Caching
+for Kernel Programmers:
+ Chapter 13: Other Memory Models
+
+Intel Itanium Architecture Software Developer's Manual: Volume 1:
+ Section 2.6: Speculation
+ Section 4.4: Memory Access
diff --git a/Documentation/locking/lglock.txt b/Documentation/locking/lglock.txt
deleted file mode 100644
index a6971e3..0000000
--- a/Documentation/locking/lglock.txt
+++ /dev/null
@@ -1,166 +0,0 @@
-lglock - local/global locks for mostly local access patterns
-------------------------------------------------------------
-
-Origin: Nick Piggin's VFS scalability series introduced during
- 2.6.35++ [1] [2]
-Location: kernel/locking/lglock.c
- include/linux/lglock.h
-Users: currently only the VFS and stop_machine related code
-
-Design Goal:
-------------
-
-Improve scalability of globally used large data sets that are
-distributed over all CPUs as per_cpu elements.
-
-To manage global data structures that are partitioned over all CPUs
-as per_cpu elements but can be mostly handled by CPU local actions
-lglock will be used where the majority of accesses are cpu local
-reading and occasional cpu local writing with very infrequent
-global write access.
-
-
-* deal with things locally whenever possible
- - very fast access to the local per_cpu data
- - reasonably fast access to specific per_cpu data on a different
- CPU
-* while making global action possible when needed
- - by expensive access to all CPUs locks - effectively
- resulting in a globally visible critical section.
-
-Design:
--------
-
-Basically it is an array of per_cpu spinlocks with the
-lg_local_lock/unlock accessing the local CPUs lock object and the
-lg_local_lock_cpu/unlock_cpu accessing a remote CPUs lock object
-the lg_local_lock has to disable preemption as migration protection so
-that the reference to the local CPUs lock does not go out of scope.
-Due to the lg_local_lock/unlock only touching cpu-local resources it
-is fast. Taking the local lock on a different CPU will be more
-expensive but still relatively cheap.
-
-One can relax the migration constraints by acquiring the current
-CPUs lock with lg_local_lock_cpu, remember the cpu, and release that
-lock at the end of the critical section even if migrated. This should
-give most of the performance benefits without inhibiting migration
-though needs careful considerations for nesting of lglocks and
-consideration of deadlocks with lg_global_lock.
-
-The lg_global_lock/unlock locks all underlying spinlocks of all
-possible CPUs (including those off-line). The preemption disable/enable
-are needed in the non-RT kernels to prevent deadlocks like:
-
- on cpu 1
-
- task A task B
- lg_global_lock
- got cpu 0 lock
- <<<< preempt <<<<
- lg_local_lock_cpu for cpu 0
- spin on cpu 0 lock
-
-On -RT this deadlock scenario is resolved by the arch_spin_locks in the
-lglocks being replaced by rt_mutexes which resolve the above deadlock
-by boosting the lock-holder.
-
-
-Implementation:
----------------
-
-The initial lglock implementation from Nick Piggin used some complex
-macros to generate the lglock/brlock in lglock.h - they were later
-turned into a set of functions by Andi Kleen [7]. The change to functions
-was motivated by the presence of multiple lock users and also by them
-being easier to maintain than the generating macros. This change to
-functions is also the basis to eliminated the restriction of not
-being initializeable in kernel modules (the remaining problem is that
-locks are not explicitly initialized - see lockdep-design.txt)
-
-Declaration and initialization:
--------------------------------
-
- #include <linux/lglock.h>
-
- DEFINE_LGLOCK(name)
- or:
- DEFINE_STATIC_LGLOCK(name);
-
- lg_lock_init(&name, "lockdep_name_string");
-
- on UP this is mapped to DEFINE_SPINLOCK(name) in both cases, note
- also that as of 3.18-rc6 all declaration in use are of the _STATIC_
- variant (and it seems that the non-static was never in use).
- lg_lock_init is initializing the lockdep map only.
-
-Usage:
-------
-
-From the locking semantics it is a spinlock. It could be called a
-locality aware spinlock. lg_local_* behaves like a per_cpu
-spinlock and lg_global_* like a global spinlock.
-No surprises in the API.
-
- lg_local_lock(*lglock);
- access to protected per_cpu object on this CPU
- lg_local_unlock(*lglock);
-
- lg_local_lock_cpu(*lglock, cpu);
- access to protected per_cpu object on other CPU cpu
- lg_local_unlock_cpu(*lglock, cpu);
-
- lg_global_lock(*lglock);
- access all protected per_cpu objects on all CPUs
- lg_global_unlock(*lglock);
-
- There are no _trylock variants of the lglocks.
-
-Note that the lg_global_lock/unlock has to iterate over all possible
-CPUs rather than the actually present CPUs or a CPU could go off-line
-with a held lock [4] and that makes it very expensive. A discussion on
-these issues can be found at [5]
-
-Constraints:
-------------
-
- * currently the declaration of lglocks in kernel modules is not
- possible, though this should be doable with little change.
- * lglocks are not recursive.
- * suitable for code that can do most operations on the CPU local
- data and will very rarely need the global lock
- * lg_global_lock/unlock is *very* expensive and does not scale
- * on UP systems all lg_* primitives are simply spinlocks
- * in PREEMPT_RT the spinlock becomes an rt-mutex and can sleep but
- does not change the tasks state while sleeping [6].
- * in PREEMPT_RT the preempt_disable/enable in lg_local_lock/unlock
- is downgraded to a migrate_disable/enable, the other
- preempt_disable/enable are downgraded to barriers [6].
- The deadlock noted for non-RT above is resolved due to rt_mutexes
- boosting the lock-holder in this case which arch_spin_locks do
- not do.
-
-lglocks were designed for very specific problems in the VFS and probably
-only are the right answer in these corner cases. Any new user that looks
-at lglocks probably wants to look at the seqlock and RCU alternatives as
-her first choice. There are also efforts to resolve the RCU issues that
-currently prevent using RCU in place of view remaining lglocks.
-
-Note on brlock history:
------------------------
-
-The 'Big Reader' read-write spinlocks were originally introduced by
-Ingo Molnar in 2000 (2.4/2.5 kernel series) and removed in 2003. They
-later were introduced by the VFS scalability patch set in 2.6 series
-again as the "big reader lock" brlock [2] variant of lglock which has
-been replaced by seqlock primitives or by RCU based primitives in the
-3.13 kernel series as was suggested in [3] in 2003. The brlock was
-entirely removed in the 3.13 kernel series.
-
-Link: 1 http://lkml.org/lkml/2010/8/2/81
-Link: 2 http://lwn.net/Articles/401738/
-Link: 3 http://lkml.org/lkml/2003/3/9/205
-Link: 4 https://lkml.org/lkml/2011/8/24/185
-Link: 5 http://lkml.org/lkml/2011/12/18/189
-Link: 6 https://www.kernel.org/pub/linux/kernel/projects/rt/
- patch series - lglocks-rt.patch.patch
-Link: 7 http://lkml.org/lkml/2012/3/5/26
diff --git a/Documentation/memory-barriers.txt b/Documentation/memory-barriers.txt
index a4d0a99..ba818ec 100644
--- a/Documentation/memory-barriers.txt
+++ b/Documentation/memory-barriers.txt
@@ -609,7 +609,7 @@
The data-dependency barrier must order the read into Q with the store
into *Q. This prohibits this outcome:
- (Q == B) && (B == 4)
+ (Q == &B) && (B == 4)
Please note that this pattern should be rare. After all, the whole point
of dependency ordering is to -prevent- writes to the data structure, along
@@ -1928,6 +1928,7 @@
See Documentation/DMA-API.txt for more information on consistent memory.
+
MMIO WRITE BARRIER
------------------
@@ -2075,7 +2076,7 @@
anything at all - especially with respect to I/O accesses - unless combined
with interrupt disabling operations.
-See also the section on "Inter-CPU locking barrier effects".
+See also the section on "Inter-CPU acquiring barrier effects".
As an example, consider the following:
diff --git a/arch/x86/Kconfig b/arch/x86/Kconfig
index 2a1f0ce..0cc8811 100644
--- a/arch/x86/Kconfig
+++ b/arch/x86/Kconfig
@@ -705,7 +705,6 @@
config PARAVIRT_SPINLOCKS
bool "Paravirtualization layer for spinlocks"
depends on PARAVIRT && SMP
- select UNINLINE_SPIN_UNLOCK if !QUEUED_SPINLOCKS
---help---
Paravirtualized spinlocks allow a pvops backend to replace the
spinlock implementation with something virtualization-friendly
@@ -718,7 +717,7 @@
config QUEUED_LOCK_STAT
bool "Paravirt queued spinlock statistics"
- depends on PARAVIRT_SPINLOCKS && DEBUG_FS && QUEUED_SPINLOCKS
+ depends on PARAVIRT_SPINLOCKS && DEBUG_FS
---help---
Enable the collection of statistical data on the slowpath
behavior of paravirtualized queued spinlocks and report
diff --git a/arch/x86/include/asm/cmpxchg.h b/arch/x86/include/asm/cmpxchg.h
index 9733361f..97848cd 100644
--- a/arch/x86/include/asm/cmpxchg.h
+++ b/arch/x86/include/asm/cmpxchg.h
@@ -158,53 +158,9 @@
* value of "*ptr".
*
* xadd() is locked when multiple CPUs are online
- * xadd_sync() is always locked
- * xadd_local() is never locked
*/
#define __xadd(ptr, inc, lock) __xchg_op((ptr), (inc), xadd, lock)
#define xadd(ptr, inc) __xadd((ptr), (inc), LOCK_PREFIX)
-#define xadd_sync(ptr, inc) __xadd((ptr), (inc), "lock; ")
-#define xadd_local(ptr, inc) __xadd((ptr), (inc), "")
-
-#define __add(ptr, inc, lock) \
- ({ \
- __typeof__ (*(ptr)) __ret = (inc); \
- switch (sizeof(*(ptr))) { \
- case __X86_CASE_B: \
- asm volatile (lock "addb %b1, %0\n" \
- : "+m" (*(ptr)) : "qi" (inc) \
- : "memory", "cc"); \
- break; \
- case __X86_CASE_W: \
- asm volatile (lock "addw %w1, %0\n" \
- : "+m" (*(ptr)) : "ri" (inc) \
- : "memory", "cc"); \
- break; \
- case __X86_CASE_L: \
- asm volatile (lock "addl %1, %0\n" \
- : "+m" (*(ptr)) : "ri" (inc) \
- : "memory", "cc"); \
- break; \
- case __X86_CASE_Q: \
- asm volatile (lock "addq %1, %0\n" \
- : "+m" (*(ptr)) : "ri" (inc) \
- : "memory", "cc"); \
- break; \
- default: \
- __add_wrong_size(); \
- } \
- __ret; \
- })
-
-/*
- * add_*() adds "inc" to "*ptr"
- *
- * __add() takes a lock prefix
- * add_smp() is locked when multiple CPUs are online
- * add_sync() is always locked
- */
-#define add_smp(ptr, inc) __add((ptr), (inc), LOCK_PREFIX)
-#define add_sync(ptr, inc) __add((ptr), (inc), "lock; ")
#define __cmpxchg_double(pfx, p1, p2, o1, o2, n1, n2) \
({ \
diff --git a/arch/x86/include/asm/paravirt.h b/arch/x86/include/asm/paravirt.h
index 2970d22..4cd8db0 100644
--- a/arch/x86/include/asm/paravirt.h
+++ b/arch/x86/include/asm/paravirt.h
@@ -661,8 +661,6 @@
#if defined(CONFIG_SMP) && defined(CONFIG_PARAVIRT_SPINLOCKS)
-#ifdef CONFIG_QUEUED_SPINLOCKS
-
static __always_inline void pv_queued_spin_lock_slowpath(struct qspinlock *lock,
u32 val)
{
@@ -684,22 +682,6 @@
PVOP_VCALL1(pv_lock_ops.kick, cpu);
}
-#else /* !CONFIG_QUEUED_SPINLOCKS */
-
-static __always_inline void __ticket_lock_spinning(struct arch_spinlock *lock,
- __ticket_t ticket)
-{
- PVOP_VCALLEE2(pv_lock_ops.lock_spinning, lock, ticket);
-}
-
-static __always_inline void __ticket_unlock_kick(struct arch_spinlock *lock,
- __ticket_t ticket)
-{
- PVOP_VCALL2(pv_lock_ops.unlock_kick, lock, ticket);
-}
-
-#endif /* CONFIG_QUEUED_SPINLOCKS */
-
#endif /* SMP && PARAVIRT_SPINLOCKS */
#ifdef CONFIG_X86_32
diff --git a/arch/x86/include/asm/paravirt_types.h b/arch/x86/include/asm/paravirt_types.h
index 7fa9e77..60aac60 100644
--- a/arch/x86/include/asm/paravirt_types.h
+++ b/arch/x86/include/asm/paravirt_types.h
@@ -301,23 +301,16 @@
struct arch_spinlock;
#ifdef CONFIG_SMP
#include <asm/spinlock_types.h>
-#else
-typedef u16 __ticket_t;
#endif
struct qspinlock;
struct pv_lock_ops {
-#ifdef CONFIG_QUEUED_SPINLOCKS
void (*queued_spin_lock_slowpath)(struct qspinlock *lock, u32 val);
struct paravirt_callee_save queued_spin_unlock;
void (*wait)(u8 *ptr, u8 val);
void (*kick)(int cpu);
-#else /* !CONFIG_QUEUED_SPINLOCKS */
- struct paravirt_callee_save lock_spinning;
- void (*unlock_kick)(struct arch_spinlock *lock, __ticket_t ticket);
-#endif /* !CONFIG_QUEUED_SPINLOCKS */
};
/* This contains all the paravirt structures: we get a convenient
diff --git a/arch/x86/include/asm/rwsem.h b/arch/x86/include/asm/rwsem.h
index 8dbc762..3d33a71 100644
--- a/arch/x86/include/asm/rwsem.h
+++ b/arch/x86/include/asm/rwsem.h
@@ -154,7 +154,7 @@
: "+m" (sem->count), "=&a" (tmp0), "=&r" (tmp1),
CC_OUT(e) (result)
: "er" (RWSEM_ACTIVE_WRITE_BIAS)
- : "memory", "cc");
+ : "memory");
return result;
}
diff --git a/arch/x86/include/asm/spinlock.h b/arch/x86/include/asm/spinlock.h
index be0a059..921bea7 100644
--- a/arch/x86/include/asm/spinlock.h
+++ b/arch/x86/include/asm/spinlock.h
@@ -20,187 +20,13 @@
* (the type definitions are in asm/spinlock_types.h)
*/
-#ifdef CONFIG_X86_32
-# define LOCK_PTR_REG "a"
-#else
-# define LOCK_PTR_REG "D"
-#endif
-
-#if defined(CONFIG_X86_32) && (defined(CONFIG_X86_PPRO_FENCE))
-/*
- * On PPro SMP, we use a locked operation to unlock
- * (PPro errata 66, 92)
- */
-# define UNLOCK_LOCK_PREFIX LOCK_PREFIX
-#else
-# define UNLOCK_LOCK_PREFIX
-#endif
-
/* How long a lock should spin before we consider blocking */
#define SPIN_THRESHOLD (1 << 15)
extern struct static_key paravirt_ticketlocks_enabled;
static __always_inline bool static_key_false(struct static_key *key);
-#ifdef CONFIG_QUEUED_SPINLOCKS
#include <asm/qspinlock.h>
-#else
-
-#ifdef CONFIG_PARAVIRT_SPINLOCKS
-
-static inline void __ticket_enter_slowpath(arch_spinlock_t *lock)
-{
- set_bit(0, (volatile unsigned long *)&lock->tickets.head);
-}
-
-#else /* !CONFIG_PARAVIRT_SPINLOCKS */
-static __always_inline void __ticket_lock_spinning(arch_spinlock_t *lock,
- __ticket_t ticket)
-{
-}
-static inline void __ticket_unlock_kick(arch_spinlock_t *lock,
- __ticket_t ticket)
-{
-}
-
-#endif /* CONFIG_PARAVIRT_SPINLOCKS */
-static inline int __tickets_equal(__ticket_t one, __ticket_t two)
-{
- return !((one ^ two) & ~TICKET_SLOWPATH_FLAG);
-}
-
-static inline void __ticket_check_and_clear_slowpath(arch_spinlock_t *lock,
- __ticket_t head)
-{
- if (head & TICKET_SLOWPATH_FLAG) {
- arch_spinlock_t old, new;
-
- old.tickets.head = head;
- new.tickets.head = head & ~TICKET_SLOWPATH_FLAG;
- old.tickets.tail = new.tickets.head + TICKET_LOCK_INC;
- new.tickets.tail = old.tickets.tail;
-
- /* try to clear slowpath flag when there are no contenders */
- cmpxchg(&lock->head_tail, old.head_tail, new.head_tail);
- }
-}
-
-static __always_inline int arch_spin_value_unlocked(arch_spinlock_t lock)
-{
- return __tickets_equal(lock.tickets.head, lock.tickets.tail);
-}
-
-/*
- * Ticket locks are conceptually two parts, one indicating the current head of
- * the queue, and the other indicating the current tail. The lock is acquired
- * by atomically noting the tail and incrementing it by one (thus adding
- * ourself to the queue and noting our position), then waiting until the head
- * becomes equal to the the initial value of the tail.
- *
- * We use an xadd covering *both* parts of the lock, to increment the tail and
- * also load the position of the head, which takes care of memory ordering
- * issues and should be optimal for the uncontended case. Note the tail must be
- * in the high part, because a wide xadd increment of the low part would carry
- * up and contaminate the high part.
- */
-static __always_inline void arch_spin_lock(arch_spinlock_t *lock)
-{
- register struct __raw_tickets inc = { .tail = TICKET_LOCK_INC };
-
- inc = xadd(&lock->tickets, inc);
- if (likely(inc.head == inc.tail))
- goto out;
-
- for (;;) {
- unsigned count = SPIN_THRESHOLD;
-
- do {
- inc.head = READ_ONCE(lock->tickets.head);
- if (__tickets_equal(inc.head, inc.tail))
- goto clear_slowpath;
- cpu_relax();
- } while (--count);
- __ticket_lock_spinning(lock, inc.tail);
- }
-clear_slowpath:
- __ticket_check_and_clear_slowpath(lock, inc.head);
-out:
- barrier(); /* make sure nothing creeps before the lock is taken */
-}
-
-static __always_inline int arch_spin_trylock(arch_spinlock_t *lock)
-{
- arch_spinlock_t old, new;
-
- old.tickets = READ_ONCE(lock->tickets);
- if (!__tickets_equal(old.tickets.head, old.tickets.tail))
- return 0;
-
- new.head_tail = old.head_tail + (TICKET_LOCK_INC << TICKET_SHIFT);
- new.head_tail &= ~TICKET_SLOWPATH_FLAG;
-
- /* cmpxchg is a full barrier, so nothing can move before it */
- return cmpxchg(&lock->head_tail, old.head_tail, new.head_tail) == old.head_tail;
-}
-
-static __always_inline void arch_spin_unlock(arch_spinlock_t *lock)
-{
- if (TICKET_SLOWPATH_FLAG &&
- static_key_false(¶virt_ticketlocks_enabled)) {
- __ticket_t head;
-
- BUILD_BUG_ON(((__ticket_t)NR_CPUS) != NR_CPUS);
-
- head = xadd(&lock->tickets.head, TICKET_LOCK_INC);
-
- if (unlikely(head & TICKET_SLOWPATH_FLAG)) {
- head &= ~TICKET_SLOWPATH_FLAG;
- __ticket_unlock_kick(lock, (head + TICKET_LOCK_INC));
- }
- } else
- __add(&lock->tickets.head, TICKET_LOCK_INC, UNLOCK_LOCK_PREFIX);
-}
-
-static inline int arch_spin_is_locked(arch_spinlock_t *lock)
-{
- struct __raw_tickets tmp = READ_ONCE(lock->tickets);
-
- return !__tickets_equal(tmp.tail, tmp.head);
-}
-
-static inline int arch_spin_is_contended(arch_spinlock_t *lock)
-{
- struct __raw_tickets tmp = READ_ONCE(lock->tickets);
-
- tmp.head &= ~TICKET_SLOWPATH_FLAG;
- return (__ticket_t)(tmp.tail - tmp.head) > TICKET_LOCK_INC;
-}
-#define arch_spin_is_contended arch_spin_is_contended
-
-static __always_inline void arch_spin_lock_flags(arch_spinlock_t *lock,
- unsigned long flags)
-{
- arch_spin_lock(lock);
-}
-
-static inline void arch_spin_unlock_wait(arch_spinlock_t *lock)
-{
- __ticket_t head = READ_ONCE(lock->tickets.head);
-
- for (;;) {
- struct __raw_tickets tmp = READ_ONCE(lock->tickets);
- /*
- * We need to check "unlocked" in a loop, tmp.head == head
- * can be false positive because of overflow.
- */
- if (__tickets_equal(tmp.head, tmp.tail) ||
- !__tickets_equal(tmp.head, head))
- break;
-
- cpu_relax();
- }
-}
-#endif /* CONFIG_QUEUED_SPINLOCKS */
/*
* Read-write spinlocks, allowing multiple readers
diff --git a/arch/x86/include/asm/spinlock_types.h b/arch/x86/include/asm/spinlock_types.h
index 65c3e37..25311eb 100644
--- a/arch/x86/include/asm/spinlock_types.h
+++ b/arch/x86/include/asm/spinlock_types.h
@@ -23,20 +23,7 @@
#define TICKET_SHIFT (sizeof(__ticket_t) * 8)
-#ifdef CONFIG_QUEUED_SPINLOCKS
#include <asm-generic/qspinlock_types.h>
-#else
-typedef struct arch_spinlock {
- union {
- __ticketpair_t head_tail;
- struct __raw_tickets {
- __ticket_t head, tail;
- } tickets;
- };
-} arch_spinlock_t;
-
-#define __ARCH_SPIN_LOCK_UNLOCKED { { 0 } }
-#endif /* CONFIG_QUEUED_SPINLOCKS */
#include <asm-generic/qrwlock_types.h>
diff --git a/arch/x86/kernel/kvm.c b/arch/x86/kernel/kvm.c
index 1726c4c..865058d 100644
--- a/arch/x86/kernel/kvm.c
+++ b/arch/x86/kernel/kvm.c
@@ -575,9 +575,6 @@
kvm_hypercall2(KVM_HC_KICK_CPU, flags, apicid);
}
-
-#ifdef CONFIG_QUEUED_SPINLOCKS
-
#include <asm/qspinlock.h>
static void kvm_wait(u8 *ptr, u8 val)
@@ -606,243 +603,6 @@
local_irq_restore(flags);
}
-#else /* !CONFIG_QUEUED_SPINLOCKS */
-
-enum kvm_contention_stat {
- TAKEN_SLOW,
- TAKEN_SLOW_PICKUP,
- RELEASED_SLOW,
- RELEASED_SLOW_KICKED,
- NR_CONTENTION_STATS
-};
-
-#ifdef CONFIG_KVM_DEBUG_FS
-#define HISTO_BUCKETS 30
-
-static struct kvm_spinlock_stats
-{
- u32 contention_stats[NR_CONTENTION_STATS];
- u32 histo_spin_blocked[HISTO_BUCKETS+1];
- u64 time_blocked;
-} spinlock_stats;
-
-static u8 zero_stats;
-
-static inline void check_zero(void)
-{
- u8 ret;
- u8 old;
-
- old = READ_ONCE(zero_stats);
- if (unlikely(old)) {
- ret = cmpxchg(&zero_stats, old, 0);
- /* This ensures only one fellow resets the stat */
- if (ret == old)
- memset(&spinlock_stats, 0, sizeof(spinlock_stats));
- }
-}
-
-static inline void add_stats(enum kvm_contention_stat var, u32 val)
-{
- check_zero();
- spinlock_stats.contention_stats[var] += val;
-}
-
-
-static inline u64 spin_time_start(void)
-{
- return sched_clock();
-}
-
-static void __spin_time_accum(u64 delta, u32 *array)
-{
- unsigned index;
-
- index = ilog2(delta);
- check_zero();
-
- if (index < HISTO_BUCKETS)
- array[index]++;
- else
- array[HISTO_BUCKETS]++;
-}
-
-static inline void spin_time_accum_blocked(u64 start)
-{
- u32 delta;
-
- delta = sched_clock() - start;
- __spin_time_accum(delta, spinlock_stats.histo_spin_blocked);
- spinlock_stats.time_blocked += delta;
-}
-
-static struct dentry *d_spin_debug;
-static struct dentry *d_kvm_debug;
-
-static struct dentry *kvm_init_debugfs(void)
-{
- d_kvm_debug = debugfs_create_dir("kvm-guest", NULL);
- if (!d_kvm_debug)
- printk(KERN_WARNING "Could not create 'kvm' debugfs directory\n");
-
- return d_kvm_debug;
-}
-
-static int __init kvm_spinlock_debugfs(void)
-{
- struct dentry *d_kvm;
-
- d_kvm = kvm_init_debugfs();
- if (d_kvm == NULL)
- return -ENOMEM;
-
- d_spin_debug = debugfs_create_dir("spinlocks", d_kvm);
-
- debugfs_create_u8("zero_stats", 0644, d_spin_debug, &zero_stats);
-
- debugfs_create_u32("taken_slow", 0444, d_spin_debug,
- &spinlock_stats.contention_stats[TAKEN_SLOW]);
- debugfs_create_u32("taken_slow_pickup", 0444, d_spin_debug,
- &spinlock_stats.contention_stats[TAKEN_SLOW_PICKUP]);
-
- debugfs_create_u32("released_slow", 0444, d_spin_debug,
- &spinlock_stats.contention_stats[RELEASED_SLOW]);
- debugfs_create_u32("released_slow_kicked", 0444, d_spin_debug,
- &spinlock_stats.contention_stats[RELEASED_SLOW_KICKED]);
-
- debugfs_create_u64("time_blocked", 0444, d_spin_debug,
- &spinlock_stats.time_blocked);
-
- debugfs_create_u32_array("histo_blocked", 0444, d_spin_debug,
- spinlock_stats.histo_spin_blocked, HISTO_BUCKETS + 1);
-
- return 0;
-}
-fs_initcall(kvm_spinlock_debugfs);
-#else /* !CONFIG_KVM_DEBUG_FS */
-static inline void add_stats(enum kvm_contention_stat var, u32 val)
-{
-}
-
-static inline u64 spin_time_start(void)
-{
- return 0;
-}
-
-static inline void spin_time_accum_blocked(u64 start)
-{
-}
-#endif /* CONFIG_KVM_DEBUG_FS */
-
-struct kvm_lock_waiting {
- struct arch_spinlock *lock;
- __ticket_t want;
-};
-
-/* cpus 'waiting' on a spinlock to become available */
-static cpumask_t waiting_cpus;
-
-/* Track spinlock on which a cpu is waiting */
-static DEFINE_PER_CPU(struct kvm_lock_waiting, klock_waiting);
-
-__visible void kvm_lock_spinning(struct arch_spinlock *lock, __ticket_t want)
-{
- struct kvm_lock_waiting *w;
- int cpu;
- u64 start;
- unsigned long flags;
- __ticket_t head;
-
- if (in_nmi())
- return;
-
- w = this_cpu_ptr(&klock_waiting);
- cpu = smp_processor_id();
- start = spin_time_start();
-
- /*
- * Make sure an interrupt handler can't upset things in a
- * partially setup state.
- */
- local_irq_save(flags);
-
- /*
- * The ordering protocol on this is that the "lock" pointer
- * may only be set non-NULL if the "want" ticket is correct.
- * If we're updating "want", we must first clear "lock".
- */
- w->lock = NULL;
- smp_wmb();
- w->want = want;
- smp_wmb();
- w->lock = lock;
-
- add_stats(TAKEN_SLOW, 1);
-
- /*
- * This uses set_bit, which is atomic but we should not rely on its
- * reordering gurantees. So barrier is needed after this call.
- */
- cpumask_set_cpu(cpu, &waiting_cpus);
-
- barrier();
-
- /*
- * Mark entry to slowpath before doing the pickup test to make
- * sure we don't deadlock with an unlocker.
- */
- __ticket_enter_slowpath(lock);
-
- /* make sure enter_slowpath, which is atomic does not cross the read */
- smp_mb__after_atomic();
-
- /*
- * check again make sure it didn't become free while
- * we weren't looking.
- */
- head = READ_ONCE(lock->tickets.head);
- if (__tickets_equal(head, want)) {
- add_stats(TAKEN_SLOW_PICKUP, 1);
- goto out;
- }
-
- /*
- * halt until it's our turn and kicked. Note that we do safe halt
- * for irq enabled case to avoid hang when lock info is overwritten
- * in irq spinlock slowpath and no spurious interrupt occur to save us.
- */
- if (arch_irqs_disabled_flags(flags))
- halt();
- else
- safe_halt();
-
-out:
- cpumask_clear_cpu(cpu, &waiting_cpus);
- w->lock = NULL;
- local_irq_restore(flags);
- spin_time_accum_blocked(start);
-}
-PV_CALLEE_SAVE_REGS_THUNK(kvm_lock_spinning);
-
-/* Kick vcpu waiting on @lock->head to reach value @ticket */
-static void kvm_unlock_kick(struct arch_spinlock *lock, __ticket_t ticket)
-{
- int cpu;
-
- add_stats(RELEASED_SLOW, 1);
- for_each_cpu(cpu, &waiting_cpus) {
- const struct kvm_lock_waiting *w = &per_cpu(klock_waiting, cpu);
- if (READ_ONCE(w->lock) == lock &&
- READ_ONCE(w->want) == ticket) {
- add_stats(RELEASED_SLOW_KICKED, 1);
- kvm_kick_cpu(cpu);
- break;
- }
- }
-}
-
-#endif /* !CONFIG_QUEUED_SPINLOCKS */
-
/*
* Setup pv_lock_ops to exploit KVM_FEATURE_PV_UNHALT if present.
*/
@@ -854,16 +614,11 @@
if (!kvm_para_has_feature(KVM_FEATURE_PV_UNHALT))
return;
-#ifdef CONFIG_QUEUED_SPINLOCKS
__pv_init_lock_hash();
pv_lock_ops.queued_spin_lock_slowpath = __pv_queued_spin_lock_slowpath;
pv_lock_ops.queued_spin_unlock = PV_CALLEE_SAVE(__pv_queued_spin_unlock);
pv_lock_ops.wait = kvm_wait;
pv_lock_ops.kick = kvm_kick_cpu;
-#else /* !CONFIG_QUEUED_SPINLOCKS */
- pv_lock_ops.lock_spinning = PV_CALLEE_SAVE(kvm_lock_spinning);
- pv_lock_ops.unlock_kick = kvm_unlock_kick;
-#endif
}
static __init int kvm_spinlock_init_jump(void)
diff --git a/arch/x86/kernel/paravirt-spinlocks.c b/arch/x86/kernel/paravirt-spinlocks.c
index 1939a02..2c55a00 100644
--- a/arch/x86/kernel/paravirt-spinlocks.c
+++ b/arch/x86/kernel/paravirt-spinlocks.c
@@ -8,7 +8,6 @@
#include <asm/paravirt.h>
-#ifdef CONFIG_QUEUED_SPINLOCKS
__visible void __native_queued_spin_unlock(struct qspinlock *lock)
{
native_queued_spin_unlock(lock);
@@ -21,19 +20,13 @@
return pv_lock_ops.queued_spin_unlock.func ==
__raw_callee_save___native_queued_spin_unlock;
}
-#endif
struct pv_lock_ops pv_lock_ops = {
#ifdef CONFIG_SMP
-#ifdef CONFIG_QUEUED_SPINLOCKS
.queued_spin_lock_slowpath = native_queued_spin_lock_slowpath,
.queued_spin_unlock = PV_CALLEE_SAVE(__native_queued_spin_unlock),
.wait = paravirt_nop,
.kick = paravirt_nop,
-#else /* !CONFIG_QUEUED_SPINLOCKS */
- .lock_spinning = __PV_IS_CALLEE_SAVE(paravirt_nop),
- .unlock_kick = paravirt_nop,
-#endif /* !CONFIG_QUEUED_SPINLOCKS */
#endif /* SMP */
};
EXPORT_SYMBOL(pv_lock_ops);
diff --git a/arch/x86/kernel/paravirt_patch_32.c b/arch/x86/kernel/paravirt_patch_32.c
index 158dc06..920c6ae 100644
--- a/arch/x86/kernel/paravirt_patch_32.c
+++ b/arch/x86/kernel/paravirt_patch_32.c
@@ -10,7 +10,7 @@
DEF_NATIVE(pv_mmu_ops, read_cr3, "mov %cr3, %eax");
DEF_NATIVE(pv_cpu_ops, clts, "clts");
-#if defined(CONFIG_PARAVIRT_SPINLOCKS) && defined(CONFIG_QUEUED_SPINLOCKS)
+#if defined(CONFIG_PARAVIRT_SPINLOCKS)
DEF_NATIVE(pv_lock_ops, queued_spin_unlock, "movb $0, (%eax)");
#endif
@@ -49,7 +49,7 @@
PATCH_SITE(pv_mmu_ops, read_cr3);
PATCH_SITE(pv_mmu_ops, write_cr3);
PATCH_SITE(pv_cpu_ops, clts);
-#if defined(CONFIG_PARAVIRT_SPINLOCKS) && defined(CONFIG_QUEUED_SPINLOCKS)
+#if defined(CONFIG_PARAVIRT_SPINLOCKS)
case PARAVIRT_PATCH(pv_lock_ops.queued_spin_unlock):
if (pv_is_native_spin_unlock()) {
start = start_pv_lock_ops_queued_spin_unlock;
diff --git a/arch/x86/kernel/paravirt_patch_64.c b/arch/x86/kernel/paravirt_patch_64.c
index e70087a..bb3840c 100644
--- a/arch/x86/kernel/paravirt_patch_64.c
+++ b/arch/x86/kernel/paravirt_patch_64.c
@@ -19,7 +19,7 @@
DEF_NATIVE(, mov32, "mov %edi, %eax");
DEF_NATIVE(, mov64, "mov %rdi, %rax");
-#if defined(CONFIG_PARAVIRT_SPINLOCKS) && defined(CONFIG_QUEUED_SPINLOCKS)
+#if defined(CONFIG_PARAVIRT_SPINLOCKS)
DEF_NATIVE(pv_lock_ops, queued_spin_unlock, "movb $0, (%rdi)");
#endif
@@ -61,7 +61,7 @@
PATCH_SITE(pv_cpu_ops, clts);
PATCH_SITE(pv_mmu_ops, flush_tlb_single);
PATCH_SITE(pv_cpu_ops, wbinvd);
-#if defined(CONFIG_PARAVIRT_SPINLOCKS) && defined(CONFIG_QUEUED_SPINLOCKS)
+#if defined(CONFIG_PARAVIRT_SPINLOCKS)
case PARAVIRT_PATCH(pv_lock_ops.queued_spin_unlock):
if (pv_is_native_spin_unlock()) {
start = start_pv_lock_ops_queued_spin_unlock;
diff --git a/arch/x86/xen/spinlock.c b/arch/x86/xen/spinlock.c
index f42e78d..3d6e006 100644
--- a/arch/x86/xen/spinlock.c
+++ b/arch/x86/xen/spinlock.c
@@ -21,8 +21,6 @@
static DEFINE_PER_CPU(char *, irq_name);
static bool xen_pvspin = true;
-#ifdef CONFIG_QUEUED_SPINLOCKS
-
#include <asm/qspinlock.h>
static void xen_qlock_kick(int cpu)
@@ -71,207 +69,6 @@
xen_poll_irq(irq);
}
-#else /* CONFIG_QUEUED_SPINLOCKS */
-
-enum xen_contention_stat {
- TAKEN_SLOW,
- TAKEN_SLOW_PICKUP,
- TAKEN_SLOW_SPURIOUS,
- RELEASED_SLOW,
- RELEASED_SLOW_KICKED,
- NR_CONTENTION_STATS
-};
-
-
-#ifdef CONFIG_XEN_DEBUG_FS
-#define HISTO_BUCKETS 30
-static struct xen_spinlock_stats
-{
- u32 contention_stats[NR_CONTENTION_STATS];
- u32 histo_spin_blocked[HISTO_BUCKETS+1];
- u64 time_blocked;
-} spinlock_stats;
-
-static u8 zero_stats;
-
-static inline void check_zero(void)
-{
- u8 ret;
- u8 old = READ_ONCE(zero_stats);
- if (unlikely(old)) {
- ret = cmpxchg(&zero_stats, old, 0);
- /* This ensures only one fellow resets the stat */
- if (ret == old)
- memset(&spinlock_stats, 0, sizeof(spinlock_stats));
- }
-}
-
-static inline void add_stats(enum xen_contention_stat var, u32 val)
-{
- check_zero();
- spinlock_stats.contention_stats[var] += val;
-}
-
-static inline u64 spin_time_start(void)
-{
- return xen_clocksource_read();
-}
-
-static void __spin_time_accum(u64 delta, u32 *array)
-{
- unsigned index = ilog2(delta);
-
- check_zero();
-
- if (index < HISTO_BUCKETS)
- array[index]++;
- else
- array[HISTO_BUCKETS]++;
-}
-
-static inline void spin_time_accum_blocked(u64 start)
-{
- u32 delta = xen_clocksource_read() - start;
-
- __spin_time_accum(delta, spinlock_stats.histo_spin_blocked);
- spinlock_stats.time_blocked += delta;
-}
-#else /* !CONFIG_XEN_DEBUG_FS */
-static inline void add_stats(enum xen_contention_stat var, u32 val)
-{
-}
-
-static inline u64 spin_time_start(void)
-{
- return 0;
-}
-
-static inline void spin_time_accum_blocked(u64 start)
-{
-}
-#endif /* CONFIG_XEN_DEBUG_FS */
-
-struct xen_lock_waiting {
- struct arch_spinlock *lock;
- __ticket_t want;
-};
-
-static DEFINE_PER_CPU(struct xen_lock_waiting, lock_waiting);
-static cpumask_t waiting_cpus;
-
-__visible void xen_lock_spinning(struct arch_spinlock *lock, __ticket_t want)
-{
- int irq = __this_cpu_read(lock_kicker_irq);
- struct xen_lock_waiting *w = this_cpu_ptr(&lock_waiting);
- int cpu = smp_processor_id();
- u64 start;
- __ticket_t head;
- unsigned long flags;
-
- /* If kicker interrupts not initialized yet, just spin */
- if (irq == -1)
- return;
-
- start = spin_time_start();
-
- /*
- * Make sure an interrupt handler can't upset things in a
- * partially setup state.
- */
- local_irq_save(flags);
- /*
- * We don't really care if we're overwriting some other
- * (lock,want) pair, as that would mean that we're currently
- * in an interrupt context, and the outer context had
- * interrupts enabled. That has already kicked the VCPU out
- * of xen_poll_irq(), so it will just return spuriously and
- * retry with newly setup (lock,want).
- *
- * The ordering protocol on this is that the "lock" pointer
- * may only be set non-NULL if the "want" ticket is correct.
- * If we're updating "want", we must first clear "lock".
- */
- w->lock = NULL;
- smp_wmb();
- w->want = want;
- smp_wmb();
- w->lock = lock;
-
- /* This uses set_bit, which atomic and therefore a barrier */
- cpumask_set_cpu(cpu, &waiting_cpus);
- add_stats(TAKEN_SLOW, 1);
-
- /* clear pending */
- xen_clear_irq_pending(irq);
-
- /* Only check lock once pending cleared */
- barrier();
-
- /*
- * Mark entry to slowpath before doing the pickup test to make
- * sure we don't deadlock with an unlocker.
- */
- __ticket_enter_slowpath(lock);
-
- /* make sure enter_slowpath, which is atomic does not cross the read */
- smp_mb__after_atomic();
-
- /*
- * check again make sure it didn't become free while
- * we weren't looking
- */
- head = READ_ONCE(lock->tickets.head);
- if (__tickets_equal(head, want)) {
- add_stats(TAKEN_SLOW_PICKUP, 1);
- goto out;
- }
-
- /* Allow interrupts while blocked */
- local_irq_restore(flags);
-
- /*
- * If an interrupt happens here, it will leave the wakeup irq
- * pending, which will cause xen_poll_irq() to return
- * immediately.
- */
-
- /* Block until irq becomes pending (or perhaps a spurious wakeup) */
- xen_poll_irq(irq);
- add_stats(TAKEN_SLOW_SPURIOUS, !xen_test_irq_pending(irq));
-
- local_irq_save(flags);
-
- kstat_incr_irq_this_cpu(irq);
-out:
- cpumask_clear_cpu(cpu, &waiting_cpus);
- w->lock = NULL;
-
- local_irq_restore(flags);
-
- spin_time_accum_blocked(start);
-}
-PV_CALLEE_SAVE_REGS_THUNK(xen_lock_spinning);
-
-static void xen_unlock_kick(struct arch_spinlock *lock, __ticket_t next)
-{
- int cpu;
-
- add_stats(RELEASED_SLOW, 1);
-
- for_each_cpu(cpu, &waiting_cpus) {
- const struct xen_lock_waiting *w = &per_cpu(lock_waiting, cpu);
-
- /* Make sure we read lock before want */
- if (READ_ONCE(w->lock) == lock &&
- READ_ONCE(w->want) == next) {
- add_stats(RELEASED_SLOW_KICKED, 1);
- xen_send_IPI_one(cpu, XEN_SPIN_UNLOCK_VECTOR);
- break;
- }
- }
-}
-#endif /* CONFIG_QUEUED_SPINLOCKS */
-
static irqreturn_t dummy_handler(int irq, void *dev_id)
{
BUG();
@@ -334,16 +131,12 @@
return;
}
printk(KERN_DEBUG "xen: PV spinlocks enabled\n");
-#ifdef CONFIG_QUEUED_SPINLOCKS
+
__pv_init_lock_hash();
pv_lock_ops.queued_spin_lock_slowpath = __pv_queued_spin_lock_slowpath;
pv_lock_ops.queued_spin_unlock = PV_CALLEE_SAVE(__pv_queued_spin_unlock);
pv_lock_ops.wait = xen_qlock_wait;
pv_lock_ops.kick = xen_qlock_kick;
-#else
- pv_lock_ops.lock_spinning = PV_CALLEE_SAVE(xen_lock_spinning);
- pv_lock_ops.unlock_kick = xen_unlock_kick;
-#endif
}
/*
@@ -372,44 +165,3 @@
}
early_param("xen_nopvspin", xen_parse_nopvspin);
-#if defined(CONFIG_XEN_DEBUG_FS) && !defined(CONFIG_QUEUED_SPINLOCKS)
-
-static struct dentry *d_spin_debug;
-
-static int __init xen_spinlock_debugfs(void)
-{
- struct dentry *d_xen = xen_init_debugfs();
-
- if (d_xen == NULL)
- return -ENOMEM;
-
- if (!xen_pvspin)
- return 0;
-
- d_spin_debug = debugfs_create_dir("spinlocks", d_xen);
-
- debugfs_create_u8("zero_stats", 0644, d_spin_debug, &zero_stats);
-
- debugfs_create_u32("taken_slow", 0444, d_spin_debug,
- &spinlock_stats.contention_stats[TAKEN_SLOW]);
- debugfs_create_u32("taken_slow_pickup", 0444, d_spin_debug,
- &spinlock_stats.contention_stats[TAKEN_SLOW_PICKUP]);
- debugfs_create_u32("taken_slow_spurious", 0444, d_spin_debug,
- &spinlock_stats.contention_stats[TAKEN_SLOW_SPURIOUS]);
-
- debugfs_create_u32("released_slow", 0444, d_spin_debug,
- &spinlock_stats.contention_stats[RELEASED_SLOW]);
- debugfs_create_u32("released_slow_kicked", 0444, d_spin_debug,
- &spinlock_stats.contention_stats[RELEASED_SLOW_KICKED]);
-
- debugfs_create_u64("time_blocked", 0444, d_spin_debug,
- &spinlock_stats.time_blocked);
-
- debugfs_create_u32_array("histo_blocked", 0444, d_spin_debug,
- spinlock_stats.histo_spin_blocked, HISTO_BUCKETS + 1);
-
- return 0;
-}
-fs_initcall(xen_spinlock_debugfs);
-
-#endif /* CONFIG_XEN_DEBUG_FS */
diff --git a/fs/Kconfig b/fs/Kconfig
index 2bc7ad7..3ef62ba 100644
--- a/fs/Kconfig
+++ b/fs/Kconfig
@@ -79,6 +79,7 @@
config FILE_LOCKING
bool "Enable POSIX file locking API" if EXPERT
default y
+ select PERCPU_RWSEM
help
This option enables standard file locking support, required
for filesystems like NFS and for the flock() system
diff --git a/fs/locks.c b/fs/locks.c
index ee1b15f..133fb25 100644
--- a/fs/locks.c
+++ b/fs/locks.c
@@ -127,7 +127,6 @@
#include <linux/pid_namespace.h>
#include <linux/hashtable.h>
#include <linux/percpu.h>
-#include <linux/lglock.h>
#define CREATE_TRACE_POINTS
#include <trace/events/filelock.h>
@@ -158,12 +157,18 @@
/*
* The global file_lock_list is only used for displaying /proc/locks, so we
- * keep a list on each CPU, with each list protected by its own spinlock via
- * the file_lock_lglock. Note that alterations to the list also require that
- * the relevant flc_lock is held.
+ * keep a list on each CPU, with each list protected by its own spinlock.
+ * Global serialization is done using file_rwsem.
+ *
+ * Note that alterations to the list also require that the relevant flc_lock is
+ * held.
*/
-DEFINE_STATIC_LGLOCK(file_lock_lglock);
-static DEFINE_PER_CPU(struct hlist_head, file_lock_list);
+struct file_lock_list_struct {
+ spinlock_t lock;
+ struct hlist_head hlist;
+};
+static DEFINE_PER_CPU(struct file_lock_list_struct, file_lock_list);
+DEFINE_STATIC_PERCPU_RWSEM(file_rwsem);
/*
* The blocked_hash is used to find POSIX lock loops for deadlock detection.
@@ -587,15 +592,23 @@
/* Must be called with the flc_lock held! */
static void locks_insert_global_locks(struct file_lock *fl)
{
- lg_local_lock(&file_lock_lglock);
+ struct file_lock_list_struct *fll = this_cpu_ptr(&file_lock_list);
+
+ percpu_rwsem_assert_held(&file_rwsem);
+
+ spin_lock(&fll->lock);
fl->fl_link_cpu = smp_processor_id();
- hlist_add_head(&fl->fl_link, this_cpu_ptr(&file_lock_list));
- lg_local_unlock(&file_lock_lglock);
+ hlist_add_head(&fl->fl_link, &fll->hlist);
+ spin_unlock(&fll->lock);
}
/* Must be called with the flc_lock held! */
static void locks_delete_global_locks(struct file_lock *fl)
{
+ struct file_lock_list_struct *fll;
+
+ percpu_rwsem_assert_held(&file_rwsem);
+
/*
* Avoid taking lock if already unhashed. This is safe since this check
* is done while holding the flc_lock, and new insertions into the list
@@ -603,9 +616,11 @@
*/
if (hlist_unhashed(&fl->fl_link))
return;
- lg_local_lock_cpu(&file_lock_lglock, fl->fl_link_cpu);
+
+ fll = per_cpu_ptr(&file_lock_list, fl->fl_link_cpu);
+ spin_lock(&fll->lock);
hlist_del_init(&fl->fl_link);
- lg_local_unlock_cpu(&file_lock_lglock, fl->fl_link_cpu);
+ spin_unlock(&fll->lock);
}
static unsigned long
@@ -915,6 +930,7 @@
return -ENOMEM;
}
+ percpu_down_read_preempt_disable(&file_rwsem);
spin_lock(&ctx->flc_lock);
if (request->fl_flags & FL_ACCESS)
goto find_conflict;
@@ -955,6 +971,7 @@
out:
spin_unlock(&ctx->flc_lock);
+ percpu_up_read_preempt_enable(&file_rwsem);
if (new_fl)
locks_free_lock(new_fl);
locks_dispose_list(&dispose);
@@ -991,6 +1008,7 @@
new_fl2 = locks_alloc_lock();
}
+ percpu_down_read_preempt_disable(&file_rwsem);
spin_lock(&ctx->flc_lock);
/*
* New lock request. Walk all POSIX locks and look for conflicts. If
@@ -1162,6 +1180,7 @@
}
out:
spin_unlock(&ctx->flc_lock);
+ percpu_up_read_preempt_enable(&file_rwsem);
/*
* Free any unused locks.
*/
@@ -1436,6 +1455,7 @@
return error;
}
+ percpu_down_read_preempt_disable(&file_rwsem);
spin_lock(&ctx->flc_lock);
time_out_leases(inode, &dispose);
@@ -1487,9 +1507,13 @@
locks_insert_block(fl, new_fl);
trace_break_lease_block(inode, new_fl);
spin_unlock(&ctx->flc_lock);
+ percpu_up_read_preempt_enable(&file_rwsem);
+
locks_dispose_list(&dispose);
error = wait_event_interruptible_timeout(new_fl->fl_wait,
!new_fl->fl_next, break_time);
+
+ percpu_down_read_preempt_disable(&file_rwsem);
spin_lock(&ctx->flc_lock);
trace_break_lease_unblock(inode, new_fl);
locks_delete_block(new_fl);
@@ -1506,6 +1530,7 @@
}
out:
spin_unlock(&ctx->flc_lock);
+ percpu_up_read_preempt_enable(&file_rwsem);
locks_dispose_list(&dispose);
locks_free_lock(new_fl);
return error;
@@ -1660,6 +1685,7 @@
return -EINVAL;
}
+ percpu_down_read_preempt_disable(&file_rwsem);
spin_lock(&ctx->flc_lock);
time_out_leases(inode, &dispose);
error = check_conflicting_open(dentry, arg, lease->fl_flags);
@@ -1730,6 +1756,7 @@
lease->fl_lmops->lm_setup(lease, priv);
out:
spin_unlock(&ctx->flc_lock);
+ percpu_up_read_preempt_enable(&file_rwsem);
locks_dispose_list(&dispose);
if (is_deleg)
inode_unlock(inode);
@@ -1752,6 +1779,7 @@
return error;
}
+ percpu_down_read_preempt_disable(&file_rwsem);
spin_lock(&ctx->flc_lock);
list_for_each_entry(fl, &ctx->flc_lease, fl_list) {
if (fl->fl_file == filp &&
@@ -1764,6 +1792,7 @@
if (victim)
error = fl->fl_lmops->lm_change(victim, F_UNLCK, &dispose);
spin_unlock(&ctx->flc_lock);
+ percpu_up_read_preempt_enable(&file_rwsem);
locks_dispose_list(&dispose);
return error;
}
@@ -2703,9 +2732,9 @@
struct locks_iterator *iter = f->private;
iter->li_pos = *pos + 1;
- lg_global_lock(&file_lock_lglock);
+ percpu_down_write(&file_rwsem);
spin_lock(&blocked_lock_lock);
- return seq_hlist_start_percpu(&file_lock_list, &iter->li_cpu, *pos);
+ return seq_hlist_start_percpu(&file_lock_list.hlist, &iter->li_cpu, *pos);
}
static void *locks_next(struct seq_file *f, void *v, loff_t *pos)
@@ -2713,14 +2742,14 @@
struct locks_iterator *iter = f->private;
++iter->li_pos;
- return seq_hlist_next_percpu(v, &file_lock_list, &iter->li_cpu, pos);
+ return seq_hlist_next_percpu(v, &file_lock_list.hlist, &iter->li_cpu, pos);
}
static void locks_stop(struct seq_file *f, void *v)
__releases(&blocked_lock_lock)
{
spin_unlock(&blocked_lock_lock);
- lg_global_unlock(&file_lock_lglock);
+ percpu_up_write(&file_rwsem);
}
static const struct seq_operations locks_seq_operations = {
@@ -2761,10 +2790,13 @@
filelock_cache = kmem_cache_create("file_lock_cache",
sizeof(struct file_lock), 0, SLAB_PANIC, NULL);
- lg_lock_init(&file_lock_lglock, "file_lock_lglock");
- for_each_possible_cpu(i)
- INIT_HLIST_HEAD(per_cpu_ptr(&file_lock_list, i));
+ for_each_possible_cpu(i) {
+ struct file_lock_list_struct *fll = per_cpu_ptr(&file_lock_list, i);
+
+ spin_lock_init(&fll->lock);
+ INIT_HLIST_HEAD(&fll->hlist);
+ }
return 0;
}
diff --git a/include/linux/lglock.h b/include/linux/lglock.h
deleted file mode 100644
index c92ebd1..0000000
--- a/include/linux/lglock.h
+++ /dev/null
@@ -1,81 +0,0 @@
-/*
- * Specialised local-global spinlock. Can only be declared as global variables
- * to avoid overhead and keep things simple (and we don't want to start using
- * these inside dynamically allocated structures).
- *
- * "local/global locks" (lglocks) can be used to:
- *
- * - Provide fast exclusive access to per-CPU data, with exclusive access to
- * another CPU's data allowed but possibly subject to contention, and to
- * provide very slow exclusive access to all per-CPU data.
- * - Or to provide very fast and scalable read serialisation, and to provide
- * very slow exclusive serialisation of data (not necessarily per-CPU data).
- *
- * Brlocks are also implemented as a short-hand notation for the latter use
- * case.
- *
- * Copyright 2009, 2010, Nick Piggin, Novell Inc.
- */
-#ifndef __LINUX_LGLOCK_H
-#define __LINUX_LGLOCK_H
-
-#include <linux/spinlock.h>
-#include <linux/lockdep.h>
-#include <linux/percpu.h>
-#include <linux/cpu.h>
-#include <linux/notifier.h>
-
-#ifdef CONFIG_SMP
-
-#ifdef CONFIG_DEBUG_LOCK_ALLOC
-#define LOCKDEP_INIT_MAP lockdep_init_map
-#else
-#define LOCKDEP_INIT_MAP(a, b, c, d)
-#endif
-
-struct lglock {
- arch_spinlock_t __percpu *lock;
-#ifdef CONFIG_DEBUG_LOCK_ALLOC
- struct lock_class_key lock_key;
- struct lockdep_map lock_dep_map;
-#endif
-};
-
-#define DEFINE_LGLOCK(name) \
- static DEFINE_PER_CPU(arch_spinlock_t, name ## _lock) \
- = __ARCH_SPIN_LOCK_UNLOCKED; \
- struct lglock name = { .lock = &name ## _lock }
-
-#define DEFINE_STATIC_LGLOCK(name) \
- static DEFINE_PER_CPU(arch_spinlock_t, name ## _lock) \
- = __ARCH_SPIN_LOCK_UNLOCKED; \
- static struct lglock name = { .lock = &name ## _lock }
-
-void lg_lock_init(struct lglock *lg, char *name);
-
-void lg_local_lock(struct lglock *lg);
-void lg_local_unlock(struct lglock *lg);
-void lg_local_lock_cpu(struct lglock *lg, int cpu);
-void lg_local_unlock_cpu(struct lglock *lg, int cpu);
-
-void lg_double_lock(struct lglock *lg, int cpu1, int cpu2);
-void lg_double_unlock(struct lglock *lg, int cpu1, int cpu2);
-
-void lg_global_lock(struct lglock *lg);
-void lg_global_unlock(struct lglock *lg);
-
-#else
-/* When !CONFIG_SMP, map lglock to spinlock */
-#define lglock spinlock
-#define DEFINE_LGLOCK(name) DEFINE_SPINLOCK(name)
-#define DEFINE_STATIC_LGLOCK(name) static DEFINE_SPINLOCK(name)
-#define lg_lock_init(lg, name) spin_lock_init(lg)
-#define lg_local_lock spin_lock
-#define lg_local_unlock spin_unlock
-#define lg_local_lock_cpu(lg, cpu) spin_lock(lg)
-#define lg_local_unlock_cpu(lg, cpu) spin_unlock(lg)
-#define lg_global_lock spin_lock
-#define lg_global_unlock spin_unlock
-#endif
-
-#endif
diff --git a/include/linux/percpu-rwsem.h b/include/linux/percpu-rwsem.h
index c2fa3ec..5b2e615 100644
--- a/include/linux/percpu-rwsem.h
+++ b/include/linux/percpu-rwsem.h
@@ -10,32 +10,122 @@
struct percpu_rw_semaphore {
struct rcu_sync rss;
- unsigned int __percpu *fast_read_ctr;
+ unsigned int __percpu *read_count;
struct rw_semaphore rw_sem;
- atomic_t slow_read_ctr;
- wait_queue_head_t write_waitq;
+ wait_queue_head_t writer;
+ int readers_block;
};
-extern void percpu_down_read(struct percpu_rw_semaphore *);
-extern int percpu_down_read_trylock(struct percpu_rw_semaphore *);
-extern void percpu_up_read(struct percpu_rw_semaphore *);
+#define DEFINE_STATIC_PERCPU_RWSEM(name) \
+static DEFINE_PER_CPU(unsigned int, __percpu_rwsem_rc_##name); \
+static struct percpu_rw_semaphore name = { \
+ .rss = __RCU_SYNC_INITIALIZER(name.rss, RCU_SCHED_SYNC), \
+ .read_count = &__percpu_rwsem_rc_##name, \
+ .rw_sem = __RWSEM_INITIALIZER(name.rw_sem), \
+ .writer = __WAIT_QUEUE_HEAD_INITIALIZER(name.writer), \
+}
+
+extern int __percpu_down_read(struct percpu_rw_semaphore *, int);
+extern void __percpu_up_read(struct percpu_rw_semaphore *);
+
+static inline void percpu_down_read_preempt_disable(struct percpu_rw_semaphore *sem)
+{
+ might_sleep();
+
+ rwsem_acquire_read(&sem->rw_sem.dep_map, 0, 0, _RET_IP_);
+
+ preempt_disable();
+ /*
+ * We are in an RCU-sched read-side critical section, so the writer
+ * cannot both change sem->state from readers_fast and start checking
+ * counters while we are here. So if we see !sem->state, we know that
+ * the writer won't be checking until we're past the preempt_enable()
+ * and that one the synchronize_sched() is done, the writer will see
+ * anything we did within this RCU-sched read-size critical section.
+ */
+ __this_cpu_inc(*sem->read_count);
+ if (unlikely(!rcu_sync_is_idle(&sem->rss)))
+ __percpu_down_read(sem, false); /* Unconditional memory barrier */
+ barrier();
+ /*
+ * The barrier() prevents the compiler from
+ * bleeding the critical section out.
+ */
+}
+
+static inline void percpu_down_read(struct percpu_rw_semaphore *sem)
+{
+ percpu_down_read_preempt_disable(sem);
+ preempt_enable();
+}
+
+static inline int percpu_down_read_trylock(struct percpu_rw_semaphore *sem)
+{
+ int ret = 1;
+
+ preempt_disable();
+ /*
+ * Same as in percpu_down_read().
+ */
+ __this_cpu_inc(*sem->read_count);
+ if (unlikely(!rcu_sync_is_idle(&sem->rss)))
+ ret = __percpu_down_read(sem, true); /* Unconditional memory barrier */
+ preempt_enable();
+ /*
+ * The barrier() from preempt_enable() prevents the compiler from
+ * bleeding the critical section out.
+ */
+
+ if (ret)
+ rwsem_acquire_read(&sem->rw_sem.dep_map, 0, 1, _RET_IP_);
+
+ return ret;
+}
+
+static inline void percpu_up_read_preempt_enable(struct percpu_rw_semaphore *sem)
+{
+ /*
+ * The barrier() prevents the compiler from
+ * bleeding the critical section out.
+ */
+ barrier();
+ /*
+ * Same as in percpu_down_read().
+ */
+ if (likely(rcu_sync_is_idle(&sem->rss)))
+ __this_cpu_dec(*sem->read_count);
+ else
+ __percpu_up_read(sem); /* Unconditional memory barrier */
+ preempt_enable();
+
+ rwsem_release(&sem->rw_sem.dep_map, 1, _RET_IP_);
+}
+
+static inline void percpu_up_read(struct percpu_rw_semaphore *sem)
+{
+ preempt_disable();
+ percpu_up_read_preempt_enable(sem);
+}
extern void percpu_down_write(struct percpu_rw_semaphore *);
extern void percpu_up_write(struct percpu_rw_semaphore *);
extern int __percpu_init_rwsem(struct percpu_rw_semaphore *,
const char *, struct lock_class_key *);
+
extern void percpu_free_rwsem(struct percpu_rw_semaphore *);
-#define percpu_init_rwsem(brw) \
+#define percpu_init_rwsem(sem) \
({ \
static struct lock_class_key rwsem_key; \
- __percpu_init_rwsem(brw, #brw, &rwsem_key); \
+ __percpu_init_rwsem(sem, #sem, &rwsem_key); \
})
-
#define percpu_rwsem_is_held(sem) lockdep_is_held(&(sem)->rw_sem)
+#define percpu_rwsem_assert_held(sem) \
+ lockdep_assert_held(&(sem)->rw_sem)
+
static inline void percpu_rwsem_release(struct percpu_rw_semaphore *sem,
bool read, unsigned long ip)
{
diff --git a/include/linux/rcu_sync.h b/include/linux/rcu_sync.h
index a63a33e..ece7ed9 100644
--- a/include/linux/rcu_sync.h
+++ b/include/linux/rcu_sync.h
@@ -59,6 +59,7 @@
}
extern void rcu_sync_init(struct rcu_sync *, enum rcu_sync_type);
+extern void rcu_sync_enter_start(struct rcu_sync *);
extern void rcu_sync_enter(struct rcu_sync *);
extern void rcu_sync_exit(struct rcu_sync *);
extern void rcu_sync_dtor(struct rcu_sync *);
diff --git a/kernel/cgroup.c b/kernel/cgroup.c
index d6b729b..9ba28310 100644
--- a/kernel/cgroup.c
+++ b/kernel/cgroup.c
@@ -5627,6 +5627,12 @@
BUG_ON(cgroup_init_cftypes(NULL, cgroup_dfl_base_files));
BUG_ON(cgroup_init_cftypes(NULL, cgroup_legacy_base_files));
+ /*
+ * The latency of the synchronize_sched() is too high for cgroups,
+ * avoid it at the cost of forcing all readers into the slow path.
+ */
+ rcu_sync_enter_start(&cgroup_threadgroup_rwsem.rss);
+
get_user_ns(init_cgroup_ns.user_ns);
mutex_lock(&cgroup_mutex);
diff --git a/kernel/futex.c b/kernel/futex.c
index 46cb3a3..2c4be46 100644
--- a/kernel/futex.c
+++ b/kernel/futex.c
@@ -381,8 +381,12 @@
#endif
}
-/*
- * We hash on the keys returned from get_futex_key (see below).
+/**
+ * hash_futex - Return the hash bucket in the global hash
+ * @key: Pointer to the futex key for which the hash is calculated
+ *
+ * We hash on the keys returned from get_futex_key (see below) and return the
+ * corresponding hash bucket in the global hash.
*/
static struct futex_hash_bucket *hash_futex(union futex_key *key)
{
@@ -392,7 +396,12 @@
return &futex_queues[hash & (futex_hashsize - 1)];
}
-/*
+
+/**
+ * match_futex - Check whether two futex keys are equal
+ * @key1: Pointer to key1
+ * @key2: Pointer to key2
+ *
* Return 1 if two futex_keys are equal, 0 otherwise.
*/
static inline int match_futex(union futex_key *key1, union futex_key *key2)
diff --git a/kernel/hung_task.c b/kernel/hung_task.c
index d234022..432c3d7 100644
--- a/kernel/hung_task.c
+++ b/kernel/hung_task.c
@@ -117,7 +117,7 @@
pr_err("\"echo 0 > /proc/sys/kernel/hung_task_timeout_secs\""
" disables this message.\n");
sched_show_task(t);
- debug_show_held_locks(t);
+ debug_show_all_locks();
touch_nmi_watchdog();
diff --git a/kernel/locking/Makefile b/kernel/locking/Makefile
index 31322a4..6f88e35 100644
--- a/kernel/locking/Makefile
+++ b/kernel/locking/Makefile
@@ -18,7 +18,6 @@
endif
obj-$(CONFIG_SMP) += spinlock.o
obj-$(CONFIG_LOCK_SPIN_ON_OWNER) += osq_lock.o
-obj-$(CONFIG_SMP) += lglock.o
obj-$(CONFIG_PROVE_LOCKING) += spinlock.o
obj-$(CONFIG_QUEUED_SPINLOCKS) += qspinlock.o
obj-$(CONFIG_RT_MUTEXES) += rtmutex.o
diff --git a/kernel/locking/lglock.c b/kernel/locking/lglock.c
deleted file mode 100644
index 951cfcd..0000000
--- a/kernel/locking/lglock.c
+++ /dev/null
@@ -1,111 +0,0 @@
-/* See include/linux/lglock.h for description */
-#include <linux/module.h>
-#include <linux/lglock.h>
-#include <linux/cpu.h>
-#include <linux/string.h>
-
-/*
- * Note there is no uninit, so lglocks cannot be defined in
- * modules (but it's fine to use them from there)
- * Could be added though, just undo lg_lock_init
- */
-
-void lg_lock_init(struct lglock *lg, char *name)
-{
- LOCKDEP_INIT_MAP(&lg->lock_dep_map, name, &lg->lock_key, 0);
-}
-EXPORT_SYMBOL(lg_lock_init);
-
-void lg_local_lock(struct lglock *lg)
-{
- arch_spinlock_t *lock;
-
- preempt_disable();
- lock_acquire_shared(&lg->lock_dep_map, 0, 0, NULL, _RET_IP_);
- lock = this_cpu_ptr(lg->lock);
- arch_spin_lock(lock);
-}
-EXPORT_SYMBOL(lg_local_lock);
-
-void lg_local_unlock(struct lglock *lg)
-{
- arch_spinlock_t *lock;
-
- lock_release(&lg->lock_dep_map, 1, _RET_IP_);
- lock = this_cpu_ptr(lg->lock);
- arch_spin_unlock(lock);
- preempt_enable();
-}
-EXPORT_SYMBOL(lg_local_unlock);
-
-void lg_local_lock_cpu(struct lglock *lg, int cpu)
-{
- arch_spinlock_t *lock;
-
- preempt_disable();
- lock_acquire_shared(&lg->lock_dep_map, 0, 0, NULL, _RET_IP_);
- lock = per_cpu_ptr(lg->lock, cpu);
- arch_spin_lock(lock);
-}
-EXPORT_SYMBOL(lg_local_lock_cpu);
-
-void lg_local_unlock_cpu(struct lglock *lg, int cpu)
-{
- arch_spinlock_t *lock;
-
- lock_release(&lg->lock_dep_map, 1, _RET_IP_);
- lock = per_cpu_ptr(lg->lock, cpu);
- arch_spin_unlock(lock);
- preempt_enable();
-}
-EXPORT_SYMBOL(lg_local_unlock_cpu);
-
-void lg_double_lock(struct lglock *lg, int cpu1, int cpu2)
-{
- BUG_ON(cpu1 == cpu2);
-
- /* lock in cpu order, just like lg_global_lock */
- if (cpu2 < cpu1)
- swap(cpu1, cpu2);
-
- preempt_disable();
- lock_acquire_shared(&lg->lock_dep_map, 0, 0, NULL, _RET_IP_);
- arch_spin_lock(per_cpu_ptr(lg->lock, cpu1));
- arch_spin_lock(per_cpu_ptr(lg->lock, cpu2));
-}
-
-void lg_double_unlock(struct lglock *lg, int cpu1, int cpu2)
-{
- lock_release(&lg->lock_dep_map, 1, _RET_IP_);
- arch_spin_unlock(per_cpu_ptr(lg->lock, cpu1));
- arch_spin_unlock(per_cpu_ptr(lg->lock, cpu2));
- preempt_enable();
-}
-
-void lg_global_lock(struct lglock *lg)
-{
- int i;
-
- preempt_disable();
- lock_acquire_exclusive(&lg->lock_dep_map, 0, 0, NULL, _RET_IP_);
- for_each_possible_cpu(i) {
- arch_spinlock_t *lock;
- lock = per_cpu_ptr(lg->lock, i);
- arch_spin_lock(lock);
- }
-}
-EXPORT_SYMBOL(lg_global_lock);
-
-void lg_global_unlock(struct lglock *lg)
-{
- int i;
-
- lock_release(&lg->lock_dep_map, 1, _RET_IP_);
- for_each_possible_cpu(i) {
- arch_spinlock_t *lock;
- lock = per_cpu_ptr(lg->lock, i);
- arch_spin_unlock(lock);
- }
- preempt_enable();
-}
-EXPORT_SYMBOL(lg_global_unlock);
diff --git a/kernel/locking/percpu-rwsem.c b/kernel/locking/percpu-rwsem.c
index bec0b64..ce18259 100644
--- a/kernel/locking/percpu-rwsem.c
+++ b/kernel/locking/percpu-rwsem.c
@@ -8,152 +8,186 @@
#include <linux/sched.h>
#include <linux/errno.h>
-int __percpu_init_rwsem(struct percpu_rw_semaphore *brw,
+int __percpu_init_rwsem(struct percpu_rw_semaphore *sem,
const char *name, struct lock_class_key *rwsem_key)
{
- brw->fast_read_ctr = alloc_percpu(int);
- if (unlikely(!brw->fast_read_ctr))
+ sem->read_count = alloc_percpu(int);
+ if (unlikely(!sem->read_count))
return -ENOMEM;
/* ->rw_sem represents the whole percpu_rw_semaphore for lockdep */
- __init_rwsem(&brw->rw_sem, name, rwsem_key);
- rcu_sync_init(&brw->rss, RCU_SCHED_SYNC);
- atomic_set(&brw->slow_read_ctr, 0);
- init_waitqueue_head(&brw->write_waitq);
+ rcu_sync_init(&sem->rss, RCU_SCHED_SYNC);
+ __init_rwsem(&sem->rw_sem, name, rwsem_key);
+ init_waitqueue_head(&sem->writer);
+ sem->readers_block = 0;
return 0;
}
EXPORT_SYMBOL_GPL(__percpu_init_rwsem);
-void percpu_free_rwsem(struct percpu_rw_semaphore *brw)
+void percpu_free_rwsem(struct percpu_rw_semaphore *sem)
{
/*
* XXX: temporary kludge. The error path in alloc_super()
* assumes that percpu_free_rwsem() is safe after kzalloc().
*/
- if (!brw->fast_read_ctr)
+ if (!sem->read_count)
return;
- rcu_sync_dtor(&brw->rss);
- free_percpu(brw->fast_read_ctr);
- brw->fast_read_ctr = NULL; /* catch use after free bugs */
+ rcu_sync_dtor(&sem->rss);
+ free_percpu(sem->read_count);
+ sem->read_count = NULL; /* catch use after free bugs */
}
EXPORT_SYMBOL_GPL(percpu_free_rwsem);
-/*
- * This is the fast-path for down_read/up_read. If it succeeds we rely
- * on the barriers provided by rcu_sync_enter/exit; see the comments in
- * percpu_down_write() and percpu_up_write().
- *
- * If this helper fails the callers rely on the normal rw_semaphore and
- * atomic_dec_and_test(), so in this case we have the necessary barriers.
- */
-static bool update_fast_ctr(struct percpu_rw_semaphore *brw, unsigned int val)
-{
- bool success;
-
- preempt_disable();
- success = rcu_sync_is_idle(&brw->rss);
- if (likely(success))
- __this_cpu_add(*brw->fast_read_ctr, val);
- preempt_enable();
-
- return success;
-}
-
-/*
- * Like the normal down_read() this is not recursive, the writer can
- * come after the first percpu_down_read() and create the deadlock.
- *
- * Note: returns with lock_is_held(brw->rw_sem) == T for lockdep,
- * percpu_up_read() does rwsem_release(). This pairs with the usage
- * of ->rw_sem in percpu_down/up_write().
- */
-void percpu_down_read(struct percpu_rw_semaphore *brw)
-{
- might_sleep();
- rwsem_acquire_read(&brw->rw_sem.dep_map, 0, 0, _RET_IP_);
-
- if (likely(update_fast_ctr(brw, +1)))
- return;
-
- /* Avoid rwsem_acquire_read() and rwsem_release() */
- __down_read(&brw->rw_sem);
- atomic_inc(&brw->slow_read_ctr);
- __up_read(&brw->rw_sem);
-}
-EXPORT_SYMBOL_GPL(percpu_down_read);
-
-int percpu_down_read_trylock(struct percpu_rw_semaphore *brw)
-{
- if (unlikely(!update_fast_ctr(brw, +1))) {
- if (!__down_read_trylock(&brw->rw_sem))
- return 0;
- atomic_inc(&brw->slow_read_ctr);
- __up_read(&brw->rw_sem);
- }
-
- rwsem_acquire_read(&brw->rw_sem.dep_map, 0, 1, _RET_IP_);
- return 1;
-}
-
-void percpu_up_read(struct percpu_rw_semaphore *brw)
-{
- rwsem_release(&brw->rw_sem.dep_map, 1, _RET_IP_);
-
- if (likely(update_fast_ctr(brw, -1)))
- return;
-
- /* false-positive is possible but harmless */
- if (atomic_dec_and_test(&brw->slow_read_ctr))
- wake_up_all(&brw->write_waitq);
-}
-EXPORT_SYMBOL_GPL(percpu_up_read);
-
-static int clear_fast_ctr(struct percpu_rw_semaphore *brw)
-{
- unsigned int sum = 0;
- int cpu;
-
- for_each_possible_cpu(cpu) {
- sum += per_cpu(*brw->fast_read_ctr, cpu);
- per_cpu(*brw->fast_read_ctr, cpu) = 0;
- }
-
- return sum;
-}
-
-void percpu_down_write(struct percpu_rw_semaphore *brw)
+int __percpu_down_read(struct percpu_rw_semaphore *sem, int try)
{
/*
- * Make rcu_sync_is_idle() == F and thus disable the fast-path in
- * percpu_down_read() and percpu_up_read(), and wait for gp pass.
+ * Due to having preemption disabled the decrement happens on
+ * the same CPU as the increment, avoiding the
+ * increment-on-one-CPU-and-decrement-on-another problem.
*
- * The latter synchronises us with the preceding readers which used
- * the fast-past, so we can not miss the result of __this_cpu_add()
- * or anything else inside their criticial sections.
+ * If the reader misses the writer's assignment of readers_block, then
+ * the writer is guaranteed to see the reader's increment.
+ *
+ * Conversely, any readers that increment their sem->read_count after
+ * the writer looks are guaranteed to see the readers_block value,
+ * which in turn means that they are guaranteed to immediately
+ * decrement their sem->read_count, so that it doesn't matter that the
+ * writer missed them.
*/
- rcu_sync_enter(&brw->rss);
- /* exclude other writers, and block the new readers completely */
- down_write(&brw->rw_sem);
+ smp_mb(); /* A matches D */
- /* nobody can use fast_read_ctr, move its sum into slow_read_ctr */
- atomic_add(clear_fast_ctr(brw), &brw->slow_read_ctr);
+ /*
+ * If !readers_block the critical section starts here, matched by the
+ * release in percpu_up_write().
+ */
+ if (likely(!smp_load_acquire(&sem->readers_block)))
+ return 1;
- /* wait for all readers to complete their percpu_up_read() */
- wait_event(brw->write_waitq, !atomic_read(&brw->slow_read_ctr));
+ /*
+ * Per the above comment; we still have preemption disabled and
+ * will thus decrement on the same CPU as we incremented.
+ */
+ __percpu_up_read(sem);
+
+ if (try)
+ return 0;
+
+ /*
+ * We either call schedule() in the wait, or we'll fall through
+ * and reschedule on the preempt_enable() in percpu_down_read().
+ */
+ preempt_enable_no_resched();
+
+ /*
+ * Avoid lockdep for the down/up_read() we already have them.
+ */
+ __down_read(&sem->rw_sem);
+ this_cpu_inc(*sem->read_count);
+ __up_read(&sem->rw_sem);
+
+ preempt_disable();
+ return 1;
+}
+EXPORT_SYMBOL_GPL(__percpu_down_read);
+
+void __percpu_up_read(struct percpu_rw_semaphore *sem)
+{
+ smp_mb(); /* B matches C */
+ /*
+ * In other words, if they see our decrement (presumably to aggregate
+ * zero, as that is the only time it matters) they will also see our
+ * critical section.
+ */
+ __this_cpu_dec(*sem->read_count);
+
+ /* Prod writer to recheck readers_active */
+ wake_up(&sem->writer);
+}
+EXPORT_SYMBOL_GPL(__percpu_up_read);
+
+#define per_cpu_sum(var) \
+({ \
+ typeof(var) __sum = 0; \
+ int cpu; \
+ compiletime_assert_atomic_type(__sum); \
+ for_each_possible_cpu(cpu) \
+ __sum += per_cpu(var, cpu); \
+ __sum; \
+})
+
+/*
+ * Return true if the modular sum of the sem->read_count per-CPU variable is
+ * zero. If this sum is zero, then it is stable due to the fact that if any
+ * newly arriving readers increment a given counter, they will immediately
+ * decrement that same counter.
+ */
+static bool readers_active_check(struct percpu_rw_semaphore *sem)
+{
+ if (per_cpu_sum(*sem->read_count) != 0)
+ return false;
+
+ /*
+ * If we observed the decrement; ensure we see the entire critical
+ * section.
+ */
+
+ smp_mb(); /* C matches B */
+
+ return true;
+}
+
+void percpu_down_write(struct percpu_rw_semaphore *sem)
+{
+ /* Notify readers to take the slow path. */
+ rcu_sync_enter(&sem->rss);
+
+ down_write(&sem->rw_sem);
+
+ /*
+ * Notify new readers to block; up until now, and thus throughout the
+ * longish rcu_sync_enter() above, new readers could still come in.
+ */
+ WRITE_ONCE(sem->readers_block, 1);
+
+ smp_mb(); /* D matches A */
+
+ /*
+ * If they don't see our writer of readers_block, then we are
+ * guaranteed to see their sem->read_count increment, and therefore
+ * will wait for them.
+ */
+
+ /* Wait for all now active readers to complete. */
+ wait_event(sem->writer, readers_active_check(sem));
}
EXPORT_SYMBOL_GPL(percpu_down_write);
-void percpu_up_write(struct percpu_rw_semaphore *brw)
+void percpu_up_write(struct percpu_rw_semaphore *sem)
{
- /* release the lock, but the readers can't use the fast-path */
- up_write(&brw->rw_sem);
/*
- * Enable the fast-path in percpu_down_read() and percpu_up_read()
- * but only after another gp pass; this adds the necessary barrier
- * to ensure the reader can't miss the changes done by us.
+ * Signal the writer is done, no fast path yet.
+ *
+ * One reason that we cannot just immediately flip to readers_fast is
+ * that new readers might fail to see the results of this writer's
+ * critical section.
+ *
+ * Therefore we force it through the slow path which guarantees an
+ * acquire and thereby guarantees the critical section's consistency.
*/
- rcu_sync_exit(&brw->rss);
+ smp_store_release(&sem->readers_block, 0);
+
+ /*
+ * Release the write lock, this will allow readers back in the game.
+ */
+ up_write(&sem->rw_sem);
+
+ /*
+ * Once this completes (at least one RCU-sched grace period hence) the
+ * reader fast path will be available again. Safe to use outside the
+ * exclusive write lock because its counting.
+ */
+ rcu_sync_exit(&sem->rss);
}
EXPORT_SYMBOL_GPL(percpu_up_write);
diff --git a/kernel/locking/qspinlock_paravirt.h b/kernel/locking/qspinlock_paravirt.h
index 8a99abf..e3b5520 100644
--- a/kernel/locking/qspinlock_paravirt.h
+++ b/kernel/locking/qspinlock_paravirt.h
@@ -70,11 +70,14 @@
static inline bool pv_queued_spin_steal_lock(struct qspinlock *lock)
{
struct __qspinlock *l = (void *)lock;
- int ret = !(atomic_read(&lock->val) & _Q_LOCKED_PENDING_MASK) &&
- (cmpxchg(&l->locked, 0, _Q_LOCKED_VAL) == 0);
- qstat_inc(qstat_pv_lock_stealing, ret);
- return ret;
+ if (!(atomic_read(&lock->val) & _Q_LOCKED_PENDING_MASK) &&
+ (cmpxchg(&l->locked, 0, _Q_LOCKED_VAL) == 0)) {
+ qstat_inc(qstat_pv_lock_stealing, true);
+ return true;
+ }
+
+ return false;
}
/*
@@ -257,7 +260,6 @@
static inline bool
pv_wait_early(struct pv_node *prev, int loop)
{
-
if ((loop & PV_PREV_CHECK_MASK) != 0)
return false;
@@ -286,12 +288,10 @@
{
struct pv_node *pn = (struct pv_node *)node;
struct pv_node *pp = (struct pv_node *)prev;
- int waitcnt = 0;
int loop;
bool wait_early;
- /* waitcnt processing will be compiled out if !QUEUED_LOCK_STAT */
- for (;; waitcnt++) {
+ for (;;) {
for (wait_early = false, loop = SPIN_THRESHOLD; loop; loop--) {
if (READ_ONCE(node->locked))
return;
@@ -315,7 +315,6 @@
if (!READ_ONCE(node->locked)) {
qstat_inc(qstat_pv_wait_node, true);
- qstat_inc(qstat_pv_wait_again, waitcnt);
qstat_inc(qstat_pv_wait_early, wait_early);
pv_wait(&pn->state, vcpu_halted);
}
@@ -456,12 +455,9 @@
pv_wait(&l->locked, _Q_SLOW_VAL);
/*
- * The unlocker should have freed the lock before kicking the
- * CPU. So if the lock is still not free, it is a spurious
- * wakeup or another vCPU has stolen the lock. The current
- * vCPU should spin again.
+ * Because of lock stealing, the queue head vCPU may not be
+ * able to acquire the lock before it has to wait again.
*/
- qstat_inc(qstat_pv_spurious_wakeup, READ_ONCE(l->locked));
}
/*
@@ -544,7 +540,7 @@
* unhash. Otherwise it would be possible to have multiple @lock
* entries, which would be BAD.
*/
- locked = cmpxchg(&l->locked, _Q_LOCKED_VAL, 0);
+ locked = cmpxchg_release(&l->locked, _Q_LOCKED_VAL, 0);
if (likely(locked == _Q_LOCKED_VAL))
return;
diff --git a/kernel/locking/qspinlock_stat.h b/kernel/locking/qspinlock_stat.h
index b9d0315..eb0a599 100644
--- a/kernel/locking/qspinlock_stat.h
+++ b/kernel/locking/qspinlock_stat.h
@@ -24,8 +24,8 @@
* pv_latency_wake - average latency (ns) from vCPU kick to wakeup
* pv_lock_slowpath - # of locking operations via the slowpath
* pv_lock_stealing - # of lock stealing operations
- * pv_spurious_wakeup - # of spurious wakeups
- * pv_wait_again - # of vCPU wait's that happened after a vCPU kick
+ * pv_spurious_wakeup - # of spurious wakeups in non-head vCPUs
+ * pv_wait_again - # of wait's after a queue head vCPU kick
* pv_wait_early - # of early vCPU wait's
* pv_wait_head - # of vCPU wait's at the queue head
* pv_wait_node - # of vCPU wait's at a non-head queue node
diff --git a/kernel/locking/rwsem-xadd.c b/kernel/locking/rwsem-xadd.c
index 447e08d..2337b4b 100644
--- a/kernel/locking/rwsem-xadd.c
+++ b/kernel/locking/rwsem-xadd.c
@@ -121,16 +121,19 @@
* - woken process blocks are discarded from the list after having task zeroed
* - writers are only marked woken if downgrading is false
*/
-static struct rw_semaphore *
-__rwsem_mark_wake(struct rw_semaphore *sem,
- enum rwsem_wake_type wake_type, struct wake_q_head *wake_q)
+static void __rwsem_mark_wake(struct rw_semaphore *sem,
+ enum rwsem_wake_type wake_type,
+ struct wake_q_head *wake_q)
{
- struct rwsem_waiter *waiter;
- struct task_struct *tsk;
- struct list_head *next;
- long oldcount, woken, loop, adjustment;
+ struct rwsem_waiter *waiter, *tmp;
+ long oldcount, woken = 0, adjustment = 0;
- waiter = list_entry(sem->wait_list.next, struct rwsem_waiter, list);
+ /*
+ * Take a peek at the queue head waiter such that we can determine
+ * the wakeup(s) to perform.
+ */
+ waiter = list_first_entry(&sem->wait_list, struct rwsem_waiter, list);
+
if (waiter->type == RWSEM_WAITING_FOR_WRITE) {
if (wake_type == RWSEM_WAKE_ANY) {
/*
@@ -142,19 +145,19 @@
*/
wake_q_add(wake_q, waiter->task);
}
- goto out;
+
+ return;
}
- /* Writers might steal the lock before we grant it to the next reader.
+ /*
+ * Writers might steal the lock before we grant it to the next reader.
* We prefer to do the first reader grant before counting readers
* so we can bail out early if a writer stole the lock.
*/
- adjustment = 0;
if (wake_type != RWSEM_WAKE_READ_OWNED) {
adjustment = RWSEM_ACTIVE_READ_BIAS;
try_reader_grant:
oldcount = atomic_long_fetch_add(adjustment, &sem->count);
-
if (unlikely(oldcount < RWSEM_WAITING_BIAS)) {
/*
* If the count is still less than RWSEM_WAITING_BIAS
@@ -164,7 +167,8 @@
*/
if (atomic_long_add_return(-adjustment, &sem->count) <
RWSEM_WAITING_BIAS)
- goto out;
+ return;
+
/* Last active locker left. Retry waking readers. */
goto try_reader_grant;
}
@@ -176,38 +180,23 @@
rwsem_set_reader_owned(sem);
}
- /* Grant an infinite number of read locks to the readers at the front
- * of the queue. Note we increment the 'active part' of the count by
- * the number of readers before waking any processes up.
+ /*
+ * Grant an infinite number of read locks to the readers at the front
+ * of the queue. We know that woken will be at least 1 as we accounted
+ * for above. Note we increment the 'active part' of the count by the
+ * number of readers before waking any processes up.
*/
- woken = 0;
- do {
- woken++;
+ list_for_each_entry_safe(waiter, tmp, &sem->wait_list, list) {
+ struct task_struct *tsk;
- if (waiter->list.next == &sem->wait_list)
+ if (waiter->type == RWSEM_WAITING_FOR_WRITE)
break;
- waiter = list_entry(waiter->list.next,
- struct rwsem_waiter, list);
-
- } while (waiter->type != RWSEM_WAITING_FOR_WRITE);
-
- adjustment = woken * RWSEM_ACTIVE_READ_BIAS - adjustment;
- if (waiter->type != RWSEM_WAITING_FOR_WRITE)
- /* hit end of list above */
- adjustment -= RWSEM_WAITING_BIAS;
-
- if (adjustment)
- atomic_long_add(adjustment, &sem->count);
-
- next = sem->wait_list.next;
- loop = woken;
- do {
- waiter = list_entry(next, struct rwsem_waiter, list);
- next = waiter->list.next;
+ woken++;
tsk = waiter->task;
wake_q_add(wake_q, tsk);
+ list_del(&waiter->list);
/*
* Ensure that the last operation is setting the reader
* waiter to nil such that rwsem_down_read_failed() cannot
@@ -215,13 +204,16 @@
* to the task to wakeup.
*/
smp_store_release(&waiter->task, NULL);
- } while (--loop);
+ }
- sem->wait_list.next = next;
- next->prev = &sem->wait_list;
+ adjustment = woken * RWSEM_ACTIVE_READ_BIAS - adjustment;
+ if (list_empty(&sem->wait_list)) {
+ /* hit end of list above */
+ adjustment -= RWSEM_WAITING_BIAS;
+ }
- out:
- return sem;
+ if (adjustment)
+ atomic_long_add(adjustment, &sem->count);
}
/*
@@ -235,7 +227,6 @@
struct task_struct *tsk = current;
WAKE_Q(wake_q);
- /* set up my own style of waitqueue */
waiter.task = tsk;
waiter.type = RWSEM_WAITING_FOR_READ;
@@ -247,7 +238,8 @@
/* we're now waiting on the lock, but no longer actively locking */
count = atomic_long_add_return(adjustment, &sem->count);
- /* If there are no active locks, wake the front queued process(es).
+ /*
+ * If there are no active locks, wake the front queued process(es).
*
* If there are no writers and we are first in the queue,
* wake our own waiter to join the existing active readers !
@@ -255,7 +247,7 @@
if (count == RWSEM_WAITING_BIAS ||
(count > RWSEM_WAITING_BIAS &&
adjustment != -RWSEM_ACTIVE_READ_BIAS))
- sem = __rwsem_mark_wake(sem, RWSEM_WAKE_ANY, &wake_q);
+ __rwsem_mark_wake(sem, RWSEM_WAKE_ANY, &wake_q);
raw_spin_unlock_irq(&sem->wait_lock);
wake_up_q(&wake_q);
@@ -505,7 +497,7 @@
if (count > RWSEM_WAITING_BIAS) {
WAKE_Q(wake_q);
- sem = __rwsem_mark_wake(sem, RWSEM_WAKE_READERS, &wake_q);
+ __rwsem_mark_wake(sem, RWSEM_WAKE_READERS, &wake_q);
/*
* The wakeup is normally called _after_ the wait_lock
* is released, but given that we are proactively waking
@@ -614,9 +606,8 @@
raw_spin_lock_irqsave(&sem->wait_lock, flags);
locked:
- /* do nothing if list empty */
if (!list_empty(&sem->wait_list))
- sem = __rwsem_mark_wake(sem, RWSEM_WAKE_ANY, &wake_q);
+ __rwsem_mark_wake(sem, RWSEM_WAKE_ANY, &wake_q);
raw_spin_unlock_irqrestore(&sem->wait_lock, flags);
wake_up_q(&wake_q);
@@ -638,9 +629,8 @@
raw_spin_lock_irqsave(&sem->wait_lock, flags);
- /* do nothing if list empty */
if (!list_empty(&sem->wait_list))
- sem = __rwsem_mark_wake(sem, RWSEM_WAKE_READ_OWNED, &wake_q);
+ __rwsem_mark_wake(sem, RWSEM_WAKE_READ_OWNED, &wake_q);
raw_spin_unlock_irqrestore(&sem->wait_lock, flags);
wake_up_q(&wake_q);
diff --git a/kernel/rcu/sync.c b/kernel/rcu/sync.c
index be922c9..50d1861 100644
--- a/kernel/rcu/sync.c
+++ b/kernel/rcu/sync.c
@@ -68,6 +68,8 @@
RCU_LOCKDEP_WARN(!gp_ops[rsp->gp_type].held(),
"suspicious rcu_sync_is_idle() usage");
}
+
+EXPORT_SYMBOL_GPL(rcu_sync_lockdep_assert);
#endif
/**
@@ -83,6 +85,18 @@
}
/**
+ * Must be called after rcu_sync_init() and before first use.
+ *
+ * Ensures rcu_sync_is_idle() returns false and rcu_sync_{enter,exit}()
+ * pairs turn into NO-OPs.
+ */
+void rcu_sync_enter_start(struct rcu_sync *rsp)
+{
+ rsp->gp_count++;
+ rsp->gp_state = GP_PASSED;
+}
+
+/**
* rcu_sync_enter() - Force readers onto slowpath
* @rsp: Pointer to rcu_sync structure to use for synchronization
*
diff --git a/kernel/stop_machine.c b/kernel/stop_machine.c
index 4a1ca5f..ae6f41f 100644
--- a/kernel/stop_machine.c
+++ b/kernel/stop_machine.c
@@ -20,7 +20,6 @@
#include <linux/kallsyms.h>
#include <linux/smpboot.h>
#include <linux/atomic.h>
-#include <linux/lglock.h>
#include <linux/nmi.h>
/*
@@ -47,13 +46,9 @@
static DEFINE_PER_CPU(struct cpu_stopper, cpu_stopper);
static bool stop_machine_initialized = false;
-/*
- * Avoids a race between stop_two_cpus and global stop_cpus, where
- * the stoppers could get queued up in reverse order, leading to
- * system deadlock. Using an lglock means stop_two_cpus remains
- * relatively cheap.
- */
-DEFINE_STATIC_LGLOCK(stop_cpus_lock);
+/* static data for stop_cpus */
+static DEFINE_MUTEX(stop_cpus_mutex);
+static bool stop_cpus_in_progress;
static void cpu_stop_init_done(struct cpu_stop_done *done, unsigned int nr_todo)
{
@@ -230,14 +225,26 @@
struct cpu_stopper *stopper1 = per_cpu_ptr(&cpu_stopper, cpu1);
struct cpu_stopper *stopper2 = per_cpu_ptr(&cpu_stopper, cpu2);
int err;
-
- lg_double_lock(&stop_cpus_lock, cpu1, cpu2);
+retry:
spin_lock_irq(&stopper1->lock);
spin_lock_nested(&stopper2->lock, SINGLE_DEPTH_NESTING);
err = -ENOENT;
if (!stopper1->enabled || !stopper2->enabled)
goto unlock;
+ /*
+ * Ensure that if we race with __stop_cpus() the stoppers won't get
+ * queued up in reverse order leading to system deadlock.
+ *
+ * We can't miss stop_cpus_in_progress if queue_stop_cpus_work() has
+ * queued a work on cpu1 but not on cpu2, we hold both locks.
+ *
+ * It can be falsely true but it is safe to spin until it is cleared,
+ * queue_stop_cpus_work() does everything under preempt_disable().
+ */
+ err = -EDEADLK;
+ if (unlikely(stop_cpus_in_progress))
+ goto unlock;
err = 0;
__cpu_stop_queue_work(stopper1, work1);
@@ -245,8 +252,12 @@
unlock:
spin_unlock(&stopper2->lock);
spin_unlock_irq(&stopper1->lock);
- lg_double_unlock(&stop_cpus_lock, cpu1, cpu2);
+ if (unlikely(err == -EDEADLK)) {
+ while (stop_cpus_in_progress)
+ cpu_relax();
+ goto retry;
+ }
return err;
}
/**
@@ -316,9 +327,6 @@
return cpu_stop_queue_work(cpu, work_buf);
}
-/* static data for stop_cpus */
-static DEFINE_MUTEX(stop_cpus_mutex);
-
static bool queue_stop_cpus_work(const struct cpumask *cpumask,
cpu_stop_fn_t fn, void *arg,
struct cpu_stop_done *done)
@@ -332,7 +340,8 @@
* preempted by a stopper which might wait for other stoppers
* to enter @fn which can lead to deadlock.
*/
- lg_global_lock(&stop_cpus_lock);
+ preempt_disable();
+ stop_cpus_in_progress = true;
for_each_cpu(cpu, cpumask) {
work = &per_cpu(cpu_stopper.stop_work, cpu);
work->fn = fn;
@@ -341,7 +350,8 @@
if (cpu_stop_queue_work(cpu, work))
queued = true;
}
- lg_global_unlock(&stop_cpus_lock);
+ stop_cpus_in_progress = false;
+ preempt_enable();
return queued;
}