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synced 2024-12-29 06:12:08 +00:00
doc/ko_KR/memory-barriers: Update control-dependencies section
This commit applies upstream change, commit c8241f8553 ("doc: Update
control-dependencies section of memory-barriers.txt"), to Korean
translation.
Signed-off-by: SeongJae Park <sj38.park@gmail.com>
Signed-off-by: Jonathan Corbet <corbet@lwn.net>
This commit is contained in:
SeongJae Park
Jonathan Corbet
parent
2eb6a4b26d
commit
9857b1ad47
@ -662,6 +662,10 @@ include/linux/rcupdate.h 의 rcu_assign_pointer() 와 rcu_dereference() 를
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컨트롤 의존성
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현재의 컴파일러들은 컨트롤 의존성을 이해하고 있지 않기 때문에 컨트롤 의존성은
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약간 다루기 어려울 수 있습니다. 이 섹션의 목적은 여러분이 컴파일러의 무시로
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인해 여러분의 코드가 망가지는 걸 막을 수 있도록 돕는겁니다.
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로드-로드 컨트롤 의존성은 데이터 의존성 배리어만으로는 정확히 동작할 수가
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없어서 읽기 메모리 배리어를 필요로 합니다. 아래의 코드를 봅시다:
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@ -689,20 +693,21 @@ CPU 는 b 로부터의 로드 오퍼레이션이 a 로부터의 로드 오퍼레
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q = READ_ONCE(a);
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if (q) {
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WRITE_ONCE(b, p);
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WRITE_ONCE(b, 1);
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}
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컨트롤 의존성은 보통 다른 타입의 배리어들과 짝을 맞춰 사용됩니다. 그렇다곤
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하나, READ_ONCE() 는 반드시 사용해야 함을 부디 명심하세요! READ_ONCE() 가
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없다면, 컴파일러가 'a' 로부터의 로드를 'a' 로부터의 또다른 로드와, 'b' 로의
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스토어를 'b' 로의 또다른 스토어와 조합해 버려 매우 비직관적인 결과를 초래할 수
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있습니다.
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하나, READ_ONCE() 도 WRITE_ONCE() 도 선택사항이 아니라 필수사항임을 부디
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명심하세요! READ_ONCE() 가 없다면, 컴파일러는 'a' 로부터의 로드를 'a' 로부터의
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또다른 로드와 조합할 수 있습니다. WRITE_ONCE() 가 없다면, 컴파일러는 'b' 로의
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스토어를 'b' 로의 또라느 스토어들과 조합할 수 있습니다. 두 경우 모두 순서에
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있어 상당히 비직관적인 결과를 초래할 수 있습니다.
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이걸로 끝이 아닌게, 컴파일러가 변수 'a' 의 값이 항상 0이 아니라고 증명할 수
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있다면, 앞의 예에서 "if" 문을 없애서 다음과 같이 최적화 할 수도 있습니다:
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q = a;
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b = p; /* BUG: Compiler and CPU can both reorder!!! */
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b = 1; /* BUG: Compiler and CPU can both reorder!!! */
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그러니 READ_ONCE() 를 반드시 사용하세요.
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@ -712,11 +717,11 @@ CPU 는 b 로부터의 로드 오퍼레이션이 a 로부터의 로드 오퍼레
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q = READ_ONCE(a);
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if (q) {
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barrier();
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WRITE_ONCE(b, p);
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WRITE_ONCE(b, 1);
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do_something();
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} else {
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barrier();
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WRITE_ONCE(b, p);
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WRITE_ONCE(b, 1);
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do_something_else();
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}
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@ -725,12 +730,12 @@ CPU 는 b 로부터의 로드 오퍼레이션이 a 로부터의 로드 오퍼레
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q = READ_ONCE(a);
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barrier();
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WRITE_ONCE(b, p); /* BUG: No ordering vs. load from a!!! */
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WRITE_ONCE(b, 1); /* BUG: No ordering vs. load from a!!! */
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if (q) {
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/* WRITE_ONCE(b, p); -- moved up, BUG!!! */
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/* WRITE_ONCE(b, 1); -- moved up, BUG!!! */
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do_something();
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} else {
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/* WRITE_ONCE(b, p); -- moved up, BUG!!! */
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/* WRITE_ONCE(b, 1); -- moved up, BUG!!! */
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||||
do_something_else();
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}
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@ -742,10 +747,10 @@ CPU 는 b 로부터의 로드 오퍼레이션이 a 로부터의 로드 오퍼레
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q = READ_ONCE(a);
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if (q) {
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smp_store_release(&b, p);
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smp_store_release(&b, 1);
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do_something();
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} else {
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smp_store_release(&b, p);
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smp_store_release(&b, 1);
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do_something_else();
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}
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@ -754,10 +759,10 @@ CPU 는 b 로부터의 로드 오퍼레이션이 a 로부터의 로드 오퍼레
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q = READ_ONCE(a);
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if (q) {
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WRITE_ONCE(b, p);
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WRITE_ONCE(b, 1);
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do_something();
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} else {
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WRITE_ONCE(b, r);
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WRITE_ONCE(b, 2);
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do_something_else();
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}
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@ -770,10 +775,10 @@ CPU 는 b 로부터의 로드 오퍼레이션이 a 로부터의 로드 오퍼레
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q = READ_ONCE(a);
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if (q % MAX) {
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WRITE_ONCE(b, p);
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WRITE_ONCE(b, 1);
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do_something();
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} else {
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WRITE_ONCE(b, r);
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WRITE_ONCE(b, 2);
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do_something_else();
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}
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@ -781,7 +786,7 @@ CPU 는 b 로부터의 로드 오퍼레이션이 a 로부터의 로드 오퍼레
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위의 코드를 아래와 같이 바꿔버릴 수 있습니다:
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q = READ_ONCE(a);
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WRITE_ONCE(b, p);
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WRITE_ONCE(b, 1);
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do_something_else();
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이렇게 되면, CPU 는 변수 'a' 로부터의 로드와 변수 'b' 로의 스토어 사이의 순서를
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@ -793,10 +798,10 @@ CPU 는 b 로부터의 로드 오퍼레이션이 a 로부터의 로드 오퍼레
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q = READ_ONCE(a);
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BUILD_BUG_ON(MAX <= 1); /* Order load from a with store to b. */
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if (q % MAX) {
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WRITE_ONCE(b, p);
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WRITE_ONCE(b, 1);
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do_something();
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} else {
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WRITE_ONCE(b, r);
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WRITE_ONCE(b, 2);
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||||
do_something_else();
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}
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@ -828,35 +833,33 @@ CPU 는 b 로부터의 로드 오퍼레이션이 a 로부터의 로드 오퍼레
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q = READ_ONCE(a);
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if (q) {
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WRITE_ONCE(b, p);
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WRITE_ONCE(b, 1);
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} else {
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WRITE_ONCE(b, r);
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WRITE_ONCE(b, 2);
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}
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WRITE_ONCE(c, 1); /* BUG: No ordering against the read from "a". */
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WRITE_ONCE(c, 1); /* BUG: No ordering against the read from 'a'. */
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컴파일러는 volatile 타입에 대한 액세스를 재배치 할 수 없고 이 조건 하의 "b"
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컴파일러는 volatile 타입에 대한 액세스를 재배치 할 수 없고 이 조건 하의 'b'
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로의 쓰기를 재배치 할 수 없기 때문에 여기에 순서 규칙이 존재한다고 주장하고
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싶을 겁니다. 불행히도 이 경우에, 컴파일러는 다음의 가상의 pseudo-assembly 언어
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코드처럼 "b" 로의 두개의 쓰기 오퍼레이션을 conditional-move 인스트럭션으로
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코드처럼 'b' 로의 두개의 쓰기 오퍼레이션을 conditional-move 인스트럭션으로
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번역할 수 있습니다:
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ld r1,a
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ld r2,p
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ld r3,r
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cmp r1,$0
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cmov,ne r4,r2
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cmov,eq r4,r3
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cmov,ne r4,$1
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cmov,eq r4,$2
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st r4,b
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st $1,c
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완화된 순서 규칙의 CPU 는 "a" 로부터의 로드와 "c" 로의 스토어 사이에 어떤
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완화된 순서 규칙의 CPU 는 'a' 로부터의 로드와 'c' 로의 스토어 사이에 어떤
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종류의 의존성도 갖지 않을 겁니다. 이 컨트롤 의존성은 두개의 cmov 인스트럭션과
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거기에 의존하는 스토어 에게만 적용될 겁니다. 짧게 말하자면, 컨트롤 의존성은
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주어진 if 문의 then 절과 else 절에게만 (그리고 이 두 절 내에서 호출되는
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함수들에게까지) 적용되지, 이 if 문을 뒤따르는 코드에는 적용되지 않습니다.
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마지막으로, 컨트롤 의존성은 이행성 (transitivity) 을 제공하지 -않습니다-. 이건
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x 와 y 가 둘 다 0 이라는 초기값을 가졌다는 가정 하의 두개의 예제로
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'x' 와 'y' 가 둘 다 0 이라는 초기값을 가졌다는 가정 하의 두개의 예제로
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보이겠습니다:
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CPU 0 CPU 1
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@ -924,6 +927,9 @@ http://www.cl.cam.ac.uk/users/pes20/ppc-supplemental/test6.pdf 와
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(*) 컨트롤 의존성은 이행성을 제공하지 -않습니다-. 이행성이 필요하다면,
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smp_mb() 를 사용하세요.
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(*) 컴파일러는 컨트롤 의존성을 이해하고 있지 않습니다. 따라서 컴파일러가
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여러분의 코드를 망가뜨리지 않도록 하는건 여러분이 해야 하는 일입니다.
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SMP 배리어 짝맞추기
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