수안이의 컴퓨터 연구실

저자: 서민우
출처: Embedded World

[ 관련 기사 ]
♠ 리눅스 커널의 이해(1) : 커널의 일반적인 역할과 동작
♠ 리눅스 커널의 이해(2): 리눅스 커널의 동작

일반적으로 리눅스 디바이스 드라이버를 작성할 땐 여러 가지 동기화 문제를 고려해야 한다. 리눅스 디바이스 드라이버를 작성할 때 동기화 문제를 제대로 해결하지 않는다면 커널이 멈추는 등의 심각한 문제가 발생한다.

리눅스 디바이스 드라이버 내에서 동기화 문제가 발생하는 이유는 두 가지이다. 먼저 우리가 작성하는 디바이스 드라이버는 리눅스 커널의 주요한 여러 흐름(시스템 콜 영역, top half 영역, bottom half 영역) 속에서 동작한다. 다음은 nested interrupt나 process scheduling에 의해 리눅스 커널 내에서는 커널 영역간에 여러 가지 경쟁 상태가 발생할 수 있다.

따라서 우리는 리눅스 디바이스 드라이버를 작성할 때 발생할 수 있는 여러 가지 동기화 문제와 이에 대한 일반적인 해결책을 알아야 한다.

이번 기사에서는 이러한 동기화 문제와 이에 대한 해결책을 구체적으로 알아보기 전에 1) 동기화 문제란 무엇인지, 2) 디바이스 드라이버의 주요한 동작과 리눅스 커널의 흐름에서의 디바이스 드라이버의 위치, 3) nested interrupt와 process scheduling에 의한 리눅스 커널의 흐름을 구체적으로 알아보기로 한다.


동기화 문제

먼저 동기화 문제가 무엇인지 보기로 하자.

신호등이 있는 횡단보도를 생각해 보자. 보행자는 신호등에 빨간불이 들어와 있는 동안에는 횡단보도 한쪽 끝에 서 있다가 신호등에 녹색 불이 들어오면 횡단보도를 건넌다. 보행자가 횡단보도를 건너는 동안에 횡단보도를 지나려고 하는 차량은 일시 정지해 있어야 한다. 만약 보행자가 신호등의 녹색 불을 보고 횡단보도를 건너는 동안에 차량이 일시 정지해 있지 않고 횡단보도를 지나려고 할 경우 교통사고 등의 문제가 발생한다. 이러한 문제는 어느 순간에 횡단보도를 보행자와 차량이 동시에 이용하려고 하는 데서 발생한다. 즉, 보행자와 차량이 신호등에 맞추어 횡단보도를 순서대로 이용한다면 이러한 문제는 발생하지 않는다.

이처럼 동기화의 문제란 어떤 일의 순서를 지키지 않는 데서 발생하는 문제이다. 따라서 동기화란 어떤 일의 순서를 맞추는 일이다. 일반적으로 동기화의 문제는 공유영역(예를 들어, 횡단보도)을 중심으로 발생한다. 이러한 공유영역은 flag(예를 들어, 신호등)에 맞추어 순서대로 이용하여야 한다.

공유영역과 관련한 동기화의 문제는 쓰레드를 이용한 응용 프로그램, multi-tasking을 수행하는 커널 내부, 신호등을 제어하는 논리회로 등 여러 군데서 발생할 수 있다.

다음 예제를 통해 공유영역과 관련한 동기화의 문제가 어떻게 발생하는지 구체적으로 들여다 보자.




이 예제는 리눅스 쓰레드 프로그램이다. ①에서 pthread_create() 함수를 이용해 10개의 쓰레드를 생성하며, 각각의 쓰레드는 adder() 함수를 수행한다. adder() 함수에서 각각의 쓰레드는 global_counting 변수 값이 0x10000000보다 크거나 같을 때까지 변수 값을 증가시킨다. 여기서 global_counting 변수는 쓰레드 간에 공유하는 공유 변수이다. 즉, 공유 영역이다. adder() 함수 내에 있는 local_counting 변수는 각각의 쓰레드가 global_counting 변수 값을 얼마나 증가시켰는지를 보기 위한 변수이다. local_counting 변수 값은 adder() 함수에서 리턴 값으로 사용한다. 이 리턴 값을 main() 함수의 ②에서 pthread_join() 함수를 통해 전달 받은 후 main() 함수 내에 있는 sum_local_counting 변수에 더해준다. 여기서 pthread_join() 함수는 쓰레드가 종료되기를 기다리는 함수이다. main() 함수의 마지막 부분에서는 global_counting 변수 값과 sum_local_counting 변수 값을 출력해 준다.

참고로 pthread_create() 함수의 첫번째 인자는 변수의 주소 값이 넘어가지만, pthread_join() 함수의 첫번째 인자는 변수의 값이 넘어간다.

이 예제를 다음과 같이 컴파일 한다. 참고로 리눅스 상에서 쓰레드 프로그램을 컴파일 할 때는 posix thread 라이브러리를 써야 하며 따라서 컴파일 옵션에 –lpthread 가 들어가야 한다. 컴파일이 끝났으면 실행시켜 본다.


$ gcc race-condition.c -o race-condition -lpthread
$ ./race-condition
…
global counting: 0x10000000
sum of local counting: 0x5d9c9858
$ ./race-condition
…
global counting: 0x10000000
sum of local counting: 0x662979dc


두 번의 실행 결과 global_counting 변수 값은 각각 0x10000000이 나왔으나, sum_local_counting 변수 값은 각각 0x5d9c9858, 0x662979dc이 나왔다. 이 값은 몇 차례 반복해서 수행해도 같은 값이 거의 나오지 않는다. 이 두 변수의 값이 왜 다른지 [그림 1]을 보며 생각해 보자.




[그림 1]에서 timer interrupt에 의해 수행하는 부분은 hardware interrupt에 의해 시작하는 리눅스 커널의 일반적인 동작으로 <리눅스 커널의 이해 ②> 기사의 [그림 9]을 참조하기 바란다.

먼저 [그림 1]에서 다음과 같이 가정하자.

i) 굵은 선 부분은 adder() 함수의 ③ 부분을 나타낸다.
ii) T1과 T2는 ①에서 생성한 쓰레드 중 임의의 두 쓰레드이다.
iii) 쓰레드 T1의 A 지점은 adder() 함수의 A 지점이다.
iv) 쓰레드 T1이 A 지점을 수행할 때 tmp_counting 값은 0x10000이다.
v) 쓰레드 T1은 A 지점에서 할당 받은 time slice를 다 썼다.
vi) C 지점에서 스케쥴링시 쓰레드 T2가 선택된다.
vii) 쓰레드 T2는 E 지점에서 할당 받은 time slice를 다 썼다.
viii) 쓰레드 T2의 E 지점에서 F 지점까지 여러 번의 timer interrupt가 들어왔다.
ix) 쓰레드 T2는 F 지점에서 새로이 할당 받은 time slice를 다 썼다.
x) H 지점에서 스케쥴링시 쓰레드 T1이 다시 선택된다.

위 가정에서 viii)의 경우 쓰레드 T2의 E 지점에서 F 지점까지 timer interrupt가 여러 번 들어 오더라도 할당 받은 time slice가 남아 있으므로 중간에 스케쥴링을 수행하지 않으며, 따라서 또 다른 쓰레드를 수행하지는 않는다.

쓰레드 T1이 A 지점을 지나는 순간 global_counting 값은 가정 iv)에 의해 0x10000이다. A 지점에서 timer interrupt가 발생할 경우 가정 v)에 의해 B 부분에서 스케쥴링을 요청하고 C 부분에서 스케쥴링을 수행한다. 스케쥴링 결과 가정 vi)에 의해 쓰레드 T2가 선택되며, 따라서 C 부분에서 시작한 스케쥴링은 D 부분에서 끝난다. 즉, c 지점으로 들어가서 d 지점으로 나온다. 그러면 쓰레드 T2는 D 부분을 거쳐 E 지점으로 나와 첫 번째 을 수행한다. 이 때 쓰레드 T2의 tmp_counting 값도 0x10000이 된다. 이 후에 F 지점에 도착할 때까지 여러 번 을 수행한다. 편의상 여기서는 0x10000 번 수행한다고 가정한다. 그러면 F 지점 바로 전에 마지막으로 수행한 에서 global_counting 값은 0x20000이 된다. F 지점에서 timer interrupt가 발생할 경우 가정 ix)에 의해 G 부분에서 스케쥴링을 요청하고 H 부분에서 스케쥴링을 수행한다. 스케쥴링 결과 가정 x)에 의해 쓰레드 T1이 다시 선택된다. 따라서 H 부분에서 시작한 스케쥴링은 I 부분에서 끝난다. 그러면 쓰레드 T1은 I 부분을 거쳐 J 부분으로 나와 A 지점에서 잘린 의 나머지 부분을 수행한다. 그 결과 global_counting 값은 0x10001이 되며, 따라서 쓰레드 T2가 수행한 0x10000 번의 동작은 잃어버리게 된다.

각각의 쓰레드가 을 순서대로 접근을 했다면 이런 결과는 없었을 것이다. 즉, global_counting 값을 읽고 0x10000000보다 작을 경우 하나를 증가시키고 global_counting 값을 갱신하는 부분이 쓰레드 간에 겹치지 않았다면 중간값을 잃어버리는 일은 없었을 것이다.

일반적으로 각각의 흐름을 갖는 하나 이상의 루틴이 공유영역을 접근했을 때 동기화 문제가 발생한다. 동기화 문제는 공유영역을 순서대로 접근하면 해결된다.

이 예제에서도 하나 이상의 쓰레드가 공유영역을 접근함으로써 동기화 문제가 발생한다. 이 예제에서는 쓰레드 간에 ③ 부분과 ③ 부분, ③ 부분과 ④ 부분, ④ 부분과 ④ 부분이 겹치지 않고 순서대로 수행이 되어야 동기화 문제가 발생하지 않는다.

이 예제에서 발생한 동기화의 문제는 다음과 같이 세마포어를 이용해 문제를 해결할 수 있다. 세마포어에 대한 구체적인 설명과 사용법은 나중에 다루기로 한다. 여기서는 겹치면 안되는 부분의 처음과 마지막 부분을 세마포어로 보호해주면 된다 하는 정도로 알고 넘어가기로 한다. 다음 예제에서 음영이 들어간 부분이 추가된 부분이다. main() 함수내의 sem_init() 함수는 for 문 바로 앞에 추가한다.



여러 차례 실행하더라도 global_counting 변수 값과 sum_local_counting 변수 값이 똑같이 0x10000000이 나온다. 주의할 점은 수행시간이 많이 길어진다.

이상에서 우리는 쓰레드 프로그램에서의 동기화 문제와 그에 대한 해결책을 보았다. 이러한 동기화의 문제는 리눅스 커널에서도 발생할 수 있다. 우리가 작성하는 디바이스 드라이버는 리눅스 커널의 주요한 여러 흐름(시스템 콜 영역, top half 영역, bottom half 영역)의 부분으로 동작하며 따라서 디바이스 드라이버 내에서도 여러 가지 동기화 문제가 발생할 수 있다.


디바이스 드라이버의 주요한 동작과 리눅스 커널의 흐름에서의 디바이스 드라이버의 위치

다음은 디바이스 드라이버의 주요한 동작과 이러한 동작들이 커널의 어떤 흐름에서 이루어지는지 알아보자.

디바이스 드라이버의 주요한 동작은 크게 세가지로 나눌 수 있다.

첫번째는 [디바이스에 쓰기 동작]이다. [디바이스에 쓰기 동작]의 경우 시스템 콜을 통해서 디바이스에 쓰고자 하는 데이터를 쓴다. 이 동작을 통하여 하드 디스크나 네트워크 카드등에 데이터를 쓴다. [디바이스에 쓰기 동작]과 관련한 커널의 흐름은 다음과 같다.

* 시스템 콜 루틴 내부:
디바이스가 멈추어 있을 경우 데이터를 디바이스 버퍼에 쓰고 나간다
디바이스가 동작중일 경우 데이터를 데이터 큐에 넣고 나간다

* 하드웨어:
디바이스가 데이터를 다 보냈다 -> hardware interrupt 발생

* top half 루틴 내부:
bottom half 요청

* bottom half 루틴 내부:
데이터 큐가 비어 있으면 그냥 나간다
데이터 큐가 비어 있지 않으면 데이터를 하나 꺼내서 디바이스 버퍼에 쓰고 나간다

두 번째는 <동기적으로 디바이스로부터 읽기 동작>이다. <동기적으로 디바이스로부터 읽기 동작>은 시스템 콜을 통해서 디바이스에 읽기를 요청한다. 디바이스에 읽기를 요청하면 어느 정도 시간이 흐른 후에 디바이스 내부 버퍼에 데이터가 도착하며 디바이스는 하드웨어 인터럽트를 이용하여 CPU에게 데이터의 도착을 알린다. 그러면 CPU는 인터럽트 핸들러를 통하여 이 데이터를 읽어간다. 하드 디스크나 CDROM으로부터 데이터를 읽어가는 동작이 이에 해당한다. <동기적으로 디바이스로부터 읽기 동작>과 관련한 커널의 흐름은 다음과 같다.

* 시스템 콜 루틴 내부:
디바이스가 멈추어 있을 경우 디바이스에 데이터 읽기를 요청하고 디바이스로부터 데이터 큐에 데이터가 도착하기를 기다린다
디바이스가 동작중일 경우 디바이스의 사용이 끝나기를 기다린다 (임의의 다른 프로세스가 디바이스를 사용 중이므로)

데이터 큐에서 데이터를 꺼낸다
디바이스의 사용이 끝났음을 알린다

* 하드웨어:
디바이스에 데이터가 도착했다 -> hardware interrupt 발생

* top half 루틴 내부:
메모리 버퍼를 하나 할당해 디바이스 버퍼로부터 데이터를 읽어 들인 후 메모리 버퍼를 데이터 큐에 넣는다
bottom half 요청

* bottom half 루틴 내부:
디바이스로부터 데이터 큐에 데이터가 도착했음을 알린다

세 번째는 <비동기적으로 디바이스로부터 읽기 동작>이다. <비동기적으로 디바이스로부터 읽기 동작>은 시스템 콜을 통해서 디바이스로부터 도착한 데이터를 읽고자 한다. 이 경우 데이터는 비동기적으로 디바이스에 도착하며, 인터럽트를 통해 데이터의 도착을 CPU에게 알린다. 그러면 CPU는 인터럽트 핸들러를 통하여 이 데이터를 읽어간다. 네트워크 카드나 시리얼 디바이스에 도착한 데이터를 읽어가는 동작이 이에 해당한다. <비동기적으로 디바이스로부터 읽기 동작>과 관련한 커널의 흐름은 다음과 같다.

* 시스템 콜 루틴 내부:
데이터 큐에 데이터가 있으면 데이터를 가져간다
데이터 큐에 데이터가 없으면 디바이스로부터 데이터 큐에 데이터가 도착하기를 기다린다

* 하드웨어:
디바이스에 데이터가 도착했다 -> hardware interrupt 발생

* top half 루틴 내부:
메모리 버퍼를 하나 할당해 디바이스 버퍼로부터 데이터를 읽어 들인 후 메모리 버퍼를 데이터 큐에 넣는다
bottom half 요청

* bottom half 루틴 내부:
디바이스로부터 데이터 큐에 데이터가 도착했음을 알린다

이상 디바이스 드라이버의 주요한 동작과 리눅스 커널의 흐름에서의 디바이스 드라이버의 위치를 살펴 보았다. 지금까지 살펴본 디바이스 드라이버에 동기화 문제가 어떻게 발생할지 또 어떻게 해결해야 할 지에 대해서는 다음 기사에 자세히 다루기로 한다.


nested interrupt와 process scheduling에 의한 리눅스 커널의 흐름




[그림 2]는 각각 system call에 의한 리눅스 커널의 동작, hardware interrupt에 의한 리눅스 커널의 동작, nested interrupt에 의한 리눅스 커널의 동작을 나타낸다. 각 동작에 대한 구체적인 내용은 본지 8 월 호 <리눅스 커널의 이해 ②> 기사의 [그림 8], [그림 9], [그림 17]을 참조하기 바란다. 참고로 리눅스 커널 버전은 2.5 이후 버전이다.

[그림 3]은 리눅스 커널 내에서 프로세스 스케쥴링이 있을 수 있는 지점을 나타낸다.

먼저 프로세스 스케쥴링이 어떤 경우에 있을 수 있는지 보기로 하자.

⒜는 hardware interrupt가 발생했을 때 프로세스 스케쥴링을 수행하는 경우이다. 프로세스 스케쥴링을 기준으로 보았을 때 hardware interrupt는 크게 두 가지로 나눌 수 있는데, 첫 번째는 timer device로부터 온 경우이고, 두 번째는 timer device를 제외한 나머지 device(예를 들어 하드 디스크나 이더넷 카드)로부터 온 경우이다.

timer device로부터 interrupt가 들어왔을 때 프로세스 스케쥴링을 수행하는 경우는 두 가지로 나눌 수 있다. 먼저 timer interrupt의 interrupt handler(top half)에서 현재 프로세스의 time slice 값을 하나 감소시키고 그 결과값이 0일 때 스케쥴링을 요청한다. 다음은 timer interrupt의 bottom half에서는 여러 가지 시간과 관련한 일들을 처리하며, 이러한 일들 중에는 시간과 관련한 조건을 기다리던 프로세스를 wait queue에서 꺼내 run queue로 넣는 일도 있다. 이런 경우 wait queue에서 run queue로 들어간 프로세스가 현재 프로세스보다 우선순위가 클 경우 스케쥴링을 요청한다.

그 외의 device로부터 interrupt가 들어올 경우에는 top half 또는 bottom half에서 그 device와 관련한 어떤 조건을 기다리는(예를 들어 그 device로부터 데이터가 도착하기를 기다리는) 프로세스를 wait queue에서 꺼내 run queue로 넣는 일이 있는데, 이 때 wait queue에서 run queue로 들어간 프로세스의 우선순위가 현재 프로세스보다 우선순위가 클 경우 스케쥴링을 요청한다.

⒝는 시스템 콜 영역을 수행하는 도중에 현재 프로세스로부터 어떤 조건을 기다리던 프로세스를 wait queue에서 꺼내 run queue로 넣는 일이 있는데, 이런 경우 wait queue에서 run queue로 들어간 프로세스가 현재 프로세스보다 우선순위가 크면 스케쥴링을 요청하는 경우이다.

⒞는 시스템 콜 영역을 수행하는 도중에 현재 프로세스를 진행하기 위해 필요한 어떤 조건 을 만족하지 못해 현재 프로세스를 논리적으로 더 이상 진행하지 못할 경우, 현재 프로세스 를 wait queue로 넣고 프로세스 스케쥴링을 수행하는 경우이다. 여기서는 현재 프로세스를 wait queue로 넣음으로써 현재 프로세스를 blocking 시킨다.

여기서 주의할 점은 ⒞의 경우는 현재 프로세스를 wait queue로 넣지만, ⒜와 ⒝의 경우는 현재 프로세스가 run queue에 그대로 남아있다. ⒞와 같은 형태의 프로세스 스케쥴링을 Direct invocation이라 하고, ⒜, ⒝와 같은 형태의 프로세스 스케쥴링을 Lazy invocation이라 한다.

⒟는 시스템 콜 영역을 수행하는 도중에 nested interrupt가 들어 왔을 때 수행하는 프로세스 스케쥴링이며, 스케쥴링을 수행하는 조건은 ⒜의 경우와 같다.

⒠, ⒡는 현재 프로세스에게 도착한 시그널을 처리하는 도중에 nested interrupt가 들어 왔을 때 수행하는 프로세스 스케쥴링이며, 스케쥴링을 수행하는 조건은 ⒜의 경우와 같다.




[그림 3]을 통해 리눅스 커널 내에서 프로세스 스케쥴링이 어디서 시작해서 어디서 끝나는지 살펴 보자. 참고로 프로세스 스케쥴링에 대한 구체적인 내용은 본지 7 월호 <리눅스 커널의 이해 ①> 기사 내용을 참조하기 바란다.

어떤 프로세스의 a 지점에서 시작한 프로세스 스케쥴링은 임의의 다른 프로세스의 b, d, f, h, j, l 지점에서 끝날 수 있다. 마찬가지로 어떤 프로세스의 c, e, g, i, k 지점에서 시작한 프로세스 스케쥴링은 임의의 다른 프로세스의 b, d, f, h, j, l 지점에서 끝날 수 있다.



[그림 4]에서 ⒜와 ⒝는 각각 a 지점에서 시작한 프로세스 스케쥴링이 d 지점에서 끝나는 경우와, g 지점에서 시작한 프로세스 스케쥴링이 f 지점에서 끝나는 경우를 나타낸다. [그림 3]의 ⒜와 ⒝의 경우처럼 a, c, e, g, i, k 지점에서 시작한 프로세스 스케쥴링이 b, d, f, h, j, l 지점에서 끝나는 프로세스간 전환의 형태는 36 가지가 있을 수 있다.

[그림 4]의 ⒜와 ⒝를 통해서 우리는 프로세스의 흐름이 어떤 프로세스의 임의의 사용자 영역(프로세스 P1의 A 영역)에서 임의의 다른 프로세스의 임의의 사용자 영역(프로세스 P2 의 B 영역)으로 옮겨가는걸 볼 수 있다. 이와 같은 방식으로 프로세스의 흐름이 프로세스 P1의 사용자 영역에서 프로세스 P2의 사용자 영역으로, 또 프로세스 P2의 사용자 영역에서 프로세스 P3의 사용자 영역으로, …, 프로세스 Pn-1의 사용자 영역에서 프로세스 Pn의 사용자 영역으로 옮겨갈 수 있다. 즉, [그림 3]의 ⒜, ⒝와 같은 방식으로 프로세스의 흐름이 임의의 프로세스 P1의 사용자 영역에서 임의의 프로세스 Pn의 사용자 영역으로 옮겨갈 수 있다.








[그림 5]는 한 번 이상의 프로세스간 전환을 통해 임의의 프로세스 P1에서 임의의 프로세스 Pn으로 프로세스의 흐름이 옮겨갈 수 있음을 나타낸다.

[그림 6]은 임의의 프로세스 P1과 Pn이 각각 A와 B 영역에서 같은 시스템 콜 영역을 수행할 수 있음을 나타낸다. 우리가 작성하는 디바이스 드라이버의 일부는 시스템 콜 영역에서 동작을 하는데, 디바이스 드라이버를 작성할 때 동기화 문제를 고려하지 않을 경우 문제가 발생할 수 있다. [그림 6]은 [그림 5]의 한 예이다.





[그림 7]은 임의의 프로세스 P1이 시스템 콜 영역을 수행하는 도중에 nested interrupt가 발생하여 g 지점에서 프로세스 스케쥴링을 통해 임의의 프로세스 P2(여기서는 나타내지 않음)를 거쳐 임의의 프로세스 Pn으로 프로세스의 흐름이 옮겨가는 상황을 나타낸다. 이 경우 A와 B 영역이 같은 시스템 콜 영역이라 할 때 프로세스 P1와 프로세스 Pn은 시스템 콜 영 역에서 경쟁 상태가 될 수 있다. 이러한 경쟁 상태는 일반적으로 시스템에 논리적인 문제를 일으킨다.

[그림 6]과 [그림 7]에서 보듯이 nested interrupt와 process scheduling에 의해 리눅스 커널내에서는 커널 영역간에 여러 가지 경쟁 상태가 발생할 수 있으며, 이러한 경쟁 상태는 일반적으로 시스템을 멈추게 하는 등의 심각한 문제를 일으킨다.

앞에서도 말한 것처럼 우리가 작성하는 디바이스 드라이버는 시스템 콜 영역, top half 영역, bottom half 영역에서 모두 동작한다. 따라서 우리가 작성하는 디바이스 드라이버 내에서도 여러 가지 경쟁 상태가 발생할 수 있다.

이상에서 우리는 동기화 문제란 무엇인지, 디바이스 드라이버의 주요한 동작과 리눅스 커널의 흐름에서의 디바이스 드라이버의 위치, nested interrupt와 process scheduling에 의한 리눅스 커널의 흐름을 구체적으로 알아보았다.
다음 호에는 리눅스 디바이스 드라이버 작성시 Uni-Processor 또는 Multi-Processor 환경에 따라 발생할 수 있는 동기화 문제의 여러 가지 패턴을 살펴보고 그에 대한 해결책을 알아보기로 하자.


http://network.hanbitbook.co.kr/view.php?bi_id=1068

저자: 서민우
출처: Embedded World

본 기사는 리눅스 커널 2.6이 hardware interrupt와 system call을 중심으로 어떻게 설계되었고, 구현 되었는지 살펴본다. 이 과정에서 리눅스 커널 2.6에 새로이 추가된 커널 preemption 기능을 자세히 살펴보기로 한다. 또한 커널의 동기화 문제와 이에 대한 해결책 등을 커널 source 내에서 찾아보기로 하고, 후에 device driver등을 작성할 때 이러한 해결책을 어떻게 적용할 수 있을지도 생각해 본다. 다음으로 리눅스 커널 2.6에 추가된 O(1) scheduler를 소스 수준에서 자세히 살펴 보기로 한다. 또한 task queue의 변형된 형태인 work queue의 사용법을 알아보기로 한다. 마지막으로 리눅스 커널 2.6에서는 어떻게 device driver를 작성해야 할지 구체적인 예를 보기로 한다.

이번 기사에서는 리눅스 커널을 소스 수준에서 구체적으로 들여다 보기 전에 일반적인 커널의 동작을 살펴보고, 이를 바탕으로 리눅스 커널의 전체적인 동작을 살펴보기로 한다.

1. 일반적인 커널의 동작

여기서는 process와 device 사이에서 커널이 수행해야 할 구체적인 역할을 몇 가지 살펴보고, 이를 기본으로 해서 일반적인 커널의 동작을 이해해 보기로 한다.

system call에 의한 커널의 구체적인 동작 1
일반적으로 process는 system call을 통해 커널에게 device로부터 data를 읽기를 요청한다. 그러면 커널은 device로부터 data를 읽기를 요청하고 현재 수행중인 process를 잠시 멈추기 위해 wait queue에 넣는다. 왜냐하면 device로부터 data가 도착해야 그 process를 다시 진행할 수 있기 때문이다(wait, sleep, block과 같은 용어는 이러한 상황에서 쓰인다). 그리고 새로운 process를 적절한 기준에 의해 선택해 수행하기 시작한다. 새로운 process를 선택하고 그 process로 전환하는 과정을 process scheduling이라고 한다. 그 이후에 몇 번의 process scheduling이 더 있을 수 있다.

이 과정을 processor의 관점에서 다시 보자.
processor가 process의 사용자 영역(응용프로그램 영역)을 수행하는 중에 system call 명령을 만나면 커널 영역으로 뛰어 들어간다. 커널 영역에는 device로부터 data를 읽기를 요청하고 현재 수행중인 process를 잠시 멈추기 위해 wait queue에 넣고 새로운 process를 선택해 수행하는 일련의 명령들이 있다(이러한 일련의 명령들을 process 또는 커널이 수행할 작업이라고 하자). 이러한 명령들에 따라 결국 processor는 새로운 process를 선택해 수행하기 시작한다. 그 이후에 몇 번의 process scheduling이 더 있을 수 있으며, processor는 임의의 시간에 임의의 process를 수행하고 있다.

hardware interrupt에 의한 커널의 구체적인 동작
processor가 임의의 process를 수행하는 동안에 device에는 data가 도착한다. device는 data의 도착을 물리적인 신호를 통해서 processor에게 알린다(이를 우리는 hardware interrupt라고 한다). 그러면 processor는 이 신호를 감지하고 커널 영역으로 뛰어 들어간다. 커널 영역에는 device에 도착한 data를 메모리로 읽어 오고, 그 data를 사용할 process에 맞게 적절하게 형태를 바꾸어, data를 기다리는 process에게 전달하고, 그 process를 wait queue에서 꺼내 ready queue로 집어넣은 후, ready queue로 들어간 process의 우선순위가 현재 수행 중이던 process의 우선순위보다 클 경우 process scheduling을 요청한 후 process scheduling을 수행하는 일련의 명령들이 있다. 이러한 명령들에 따라 결국 processor는 device로부터 data를 읽기를 요청한 process를 다시 선택해 수행하기 시작한다. processor는 다시 시작한 process의 커널 영역에서 사용자 영역으로 빠져 나가 사용자 영역을 계속해서 수행한다.

[그림 1]을 보면서 좀 더 구체적으로 이해해 보자. process P1은 사용자 영역의 A 부분에서 system call을 통해 커널 영역으로 들어간다. 커널 영역의 B 부분에서 device로부터 data를 읽기를 요청한 후 현재 수행중인 process를 wait queue에 넣는다. 그리고 C 부분에서 process scheduling을 수행한다. 이 부분을 좀 더 자세히 들여다보면 C 부분에서 시작한 process scheduling은 D 부분에서 끝나지 않고 process P2의 E 부분에서 끝난다. 즉, c 지점으로 들어가서 e 지점으로 나온다.

process scheduling
여기서 process scheduling의 동작을 좀 더 구체적으로 살펴보자. process scheduling은 크게 두 동작으로 나뉜다. 처음 동작은 새로 수행할 process를 선택하는 부분이다. 두번째 동작은 현재 수행하고 있는 process의 상태를 저장한 다음 새로 수행할 process의 상태를 복구하는 것이다. 이 동작을 우리는 문맥 전환이라고 한다. processor는 내부에 여러 개의 register를 가지고 있으며, 이 register를 이용해 process를 수행해 나간다. register는 memory와 같이 data를 저장하는 기능을 하지만, 접근 속도가 memory보다 빠르다. 따라서 비용상 그 개수가 많지는 않다. register는 processor architecture에 따라 R0, R1, ... 또는 EAX, EBX, ... 등의 이름을 가지며, 32 bit RISC processor의 경우 일반적으로 32 bit의 크기를 갖는다. processor는 register와 memory 또는 I/O device내의 register간에
data를 옮겨가면서 procss를 수행해 나간다. 따라서 process를 수행해 나감에 따라 register의 내용은 계속 바뀌게 된다. 문맥 전환 부분을 좀 더 자세히 들여다 보면 processor가 현재 process를 수행해 나가다 어느 순간에 register의 내용을 그대로 메모리에 저장한다. 새로 수행할 process의 경우도 현재 process처럼 이전에 저장한 register의 내용이 메모리에 있으며, 따라서 그 메모리에 저장한 register의 내용을 다시 processor의 register로 복구 시킨다. 그리고 새로운 process를 계속 수행해 나간다.

문맥 전환(context switching)
문맥 전환 부분을 좀 더 구체적으로 이해하기 위해 process scheduling의 동작을 다음과 같이 가정해 보자. 처음 동작에서 새로 수행할 process를 뽑았는데 그 process가 현재 수행하고 있던 process였다. 그러면 두 번째 동작은 다음과 같이 될 것이다. processor가 현재 process의 register의 내용을 메모리에 저장한다. 그리고 방금 전에 메모리에 저장한 register의 내용을 다시 processor의 register로 복구 시킨다. 그리고 현재 process를 계속 수행한다. 이럴 경우 [그림 1]에서 C 부분에서 시작한 process scheduling은 D 부분에서 끝나며, 논리적으로 process scheduling을 수행하지 않은 것과 같다. process scheduling의 본래 목적은 process간의 전환이며 따라서 현재 process와 새로 수행할 process가 있어야 그 본래 기능을 수행할 수 있다. 여기서는 문맥 전환의 동작을 이해하기 위하여 이와 같은 가정을 한 것이다.




그러면 process scheduling의 본래 기능으로 다시 돌아가 문맥 전환을 생각해 보자.
[그림 1]에서 현재 process를 P1, 새로 수행할 process를 P2라 하자. 그러면 process P1의 C 부분에서 시작한 process scheduling이 논리적으로 D 부분에서 끝나야 하는 것처럼(여기서는 실제로 J 부분에서 끝난다) 이전에 process P2의 F 부분에서 시작한 process scheduling은 논리적으로 E 부분에서 끝나는 것이다. 그러나 시간상으로는 process P1의 C 부분에서 시작한 process scheduling은 process P2의 E 부분에서 끝난다. 즉, c 지점으로 들어가서 e 지점으로 나온다.

이후에 process P2에서 process P3로(f에서 g로), process P3에서 process P4로, 몇 번의 process scheduling이 더 있을 수 있으며(h에서 … i로), 어느 순간 임의의 process Pn이 수행 중일 수 있다. [그림 1]에서 process Pn을 수행하는 중에 G 부분에서, process P1의 B 부분에서 data를 읽기를 요청한 device로부터, hardware interrupt가 들어올 수 있다. 그러면 process Pn은 G 부분에서 커널 영역으로 들어간다. 커널은 H 부분에서 device에 도착한 data를 메모리로 읽어 오고, 그 data를 사용할 process P1에 맞게 적절히 형태를 바꾸어 process P1에게 전달하고, process P1을 wait queue에서 꺼내 ready queue로 넣은 후, 새로이 ready queue로 들어간 process P1의 우선순위가 현재 수행 중인 process Pn의 우선순위보다 클 경우 process scheduling을 요청한다. 그러면 I 부분에서 process scheduling을 수행한다. process Pn의 I 부분에서 시작한 process scheduling은 process P1의 J 부분에서 끝난다. 덧붙이자면, process P1의 C 부분과 J 부분은 시간적으로는 연속이지 않지만 논리적으로는 연속이다.

hardware interrupt에 의한 커널의 일반적인 동작
이제 hardware interrupt에 의해 시작한 커널의 일반적인 동작을 정리해 보자.
[그림 1]에서 process Pn을 수행하는 중에 들어온 hardware interrupt에 의해 시작한 커널의 동작은 다음과 같다.

1. device에 도착한 data를 메모리로 읽어 온다.
2. data를 사용할 process에 맞게 적절하게 형태를 바꾼다.
3. data를 기다리는 process에게 전달하고 process scheduling 요청
4. process scheduling을 수행

여기서 커널의 동작은 크게 세 부분으로 나눌 수 있으며, 그 처음 부분은 다음과 같다.

1. device에 도착한 data를 메모리로 읽어 온다.

이 부분은 hardware interrupt를 처리하는 부분으로써 신속하게 device로부터 data를 읽어냄으로써 빠른 시간 내에 device가 외부로부터 다시 data를 받을 수 있게 한다. 일반적으로 이 부분에서는 또 다른 device로부터 오는 hardware interrupt를 허용하지 않음으로써 신속하게 device로부터 data를 읽어낸다. 리눅스 커널에서는 이 부분을 top half라고 하기도 하고 interrupt handler라고도 한다.

다음으로 두 번째 부분은 다음과 같다.

2. data를 사용할 process에 맞게 적절하게 형태를 바꾼다.
3. data를 기다리는 process에게 전달하고 process scheduling 요청

이 부분은 기본적으로 hardware interrupt를 허용함으로써 응답성을 좋게 한다. 이 과정은 device에서 읽어온 data를 적당하게 처리해 그 data를 기다리는 process에게 전달하고 필요시 process scheduling을 요청한다. 리눅스 커널에서는 이 부분을 bottom half라고도 하고, deferred work라고도 하고, softirq라고도 한다. 덧붙이자면 3번 동작을 리눅스 커널에서는 wake_up이라고 한다.

마지막으로 세 번째 부분은 다음과 같다.

4. process scheduling을 수행

이 부분은 두 번째 부분에서 process scheduling을 요청할 경우 수행한다. 리눅스 커널에서는 이 부분을 schedule이라고 한다.

이상에서 hardware interrupt에 의한 커널의 동작은 [그림 2]와 같다.





[그림 1]에서 한 가지 주의할 점은 process Pn의 사용자 영역을 수행하는 중에 들어온 hardware interrupt에 의해 시작한 커널의 동작은 process Pn과 논리적으로 관련이 없다. 따라서 앞에서 설명한 처음 동작과 두 번째 동작을(top half와 bottom half를) 수행하는 중에 현재 process Pn은 논리적으로 멈출 일이 없으며, 따라서 wait queue에 들어갈 일은 없다.

top_half, bottom_half와 system call function간의 통신
마지막으로 한 가지만 더 짚고 넘어가면, [그림 1]에서 process P1의 system call에 의해 시작한 커널과 process Pn의 사용자 영역 수행 중에 발생한 hardware interrupt에 의해 시작한 커널은 각각 논리적으로 독립된 흐름을 가지며 B 부분과 H 부분에서 통신을 한다. 즉, H 부분에서 data를 공급하며, B 부분에서 data를 소비한다. [그림 3]은 [그림 1]의 system call에 의한 커널과 hardware interrupt에 의한 커널간에 data를 주고 받는 상황을 논리적으로 표현한 것이다.




system call에 의한 커널의 구체적인 동작 2
[그림 4]를 보면서 다음의 내용을 이해해 보자.
P1, Pn이라 하는 두 process가 있다고 가정하자. process P1는 system call([그림 4]의 A 부분)을 통해 커널에게 process Pn으로부터 data를 받기를 요청할 수 있다. 그러면 커널은 Pn으로부터 P1에게 도착한 data가 있는지 검사한다([그림 4]의 B 부분). P1에게 도착한 data가 없을 경우 커널은 현재 수행중인 process P1을 잠시 멈추기 위해 wait queue에 넣는다([그림 4]의 B 부분). 왜냐하면 process Pn으로부터 data가 도착해야 process P1을 다시 진행할 수 있기 때문이다. 그리고 새로운 process를 선택해([그림 4]의 C 부분) 수행하기 시작한다. 이 동작을 우리는 앞에서 process scheduling이라 했다. 그 이후에 몇 번의 process schduling이 더 있을 수 있다. ([그림 4]에서 process P2에서 process P3로)




system call에 의한 커널의 구체적인 동작 3

어느 순간 process Pn은 process scheduling에 의해 다시 시작하며([그림 4]의 D 부분) 사용자 영역을 수행하다 system call을 통해([그림 4]의 E 부분) 커널에게 process P1에게 data를 보내기를 요청할 것이다. 그러면 커널은 process Pn으로부터 process P1으로 data를 전달하고([그림 4]의 F 부분), process P1을 wait queue에서 꺼내 ready queue로 넣은 후, ready queue로 새로이 들어간 process P1의 우선순위가 현재 수행 중이던 process Pn의 우선순위보다 클 경우 process scheduling을 요청한 후([그림 4]의 F 부분) process scheduling을 수행한다. process scheduling은 [그림 4]의 G 부분에서 시작해 H 부분에서 끝난다. 즉, process scheduling이 끝나면 process P1이 수행을 다시 시작한다.

system call에 의한 커널의 일반적인 동작
이제 system call에 의해 시작한 커널의 일반적인 동작을 정리해 보자. 먼저 system call은 software interrupt라고도 한다. 주의할 점은 software interrupt는 리눅스 커널내의 bottom half의 또 다른 이름인 softirq와는 관련이 없다.

[그림 1]에서 process P1을 수행하는 중에 들어온 system call에 의해 시작한 커널의 동작은 다음과 같다.

1. device로부터 data를 읽기를 요청한다.
2. 현재 수행중인 process를 wait queue에 넣는다
3. process scheduling을 수행

이 부분은 process의 요청에 의해 커널이 수행하는 영역이며, 상황에 따라 현재 process를 논리적으로 더 이상 진행시킬 수 없는 경우 현재 process를 wait queue에 넣고 process scheduling을 수행할 수 있다. 이 부분은 system call 함수의 일부분이다. 2, 3번 항목은 리눅스 커널의 sleep_on 또는 wait_event와 대응한다.

[그림 4]에서 process P1을 수행하는 중에 들어온 system call에 의해 시작한 커널의 동작은 다음과 같다.

1. process Pn으로부터 도착한 data가 있는지 검사한다.
2. 현재 수행중인 process를 wait queue에 넣는다.
3. process scheduling을 수행

이 부분도 process의 요청에 의해 커널이 수행하는 영역이며, 상황에 따라 현재 process를 논리적으로 더 이상 진행할 수 없는 경우 현재 process를 wait queue에 넣고 process scheduling을 수행한다. 이 부분도 system call 함수의 일부분이다. 여기서도 2, 3번 항목은 리눅스 커널의 sleep_on 또는 wait_event에 대응한다.

[그림 4]에서 process Pn을 수행하는 중에 들어온 system call에 의해 시작한 커널의 동작은 다음과 같다.

1. process P1에게 data를 전달하고 process scheduling 요청
2. process scheduling을 수행

여기서는 커널의 동작을 두 부분으로 나눌 수 있으며, 처음 부분은 다음과 같다.

1. process P1에게 data를 전달하고 process scheduling 요청

이 부분은 process의 요청에 의해 커널이 수행하는 영역이며, system call 함수의 일부분이다. 이 부분은 리눅스 커널의 wake_up에 대응한다.

두 번째 부분은 다음과 같다.

2. process scheduling을 수행

이 부분은 처음 부분에서 process scheduling을 요청할 경우 수행한다.

이상에서 system call에 의한 커널의 동작은 [그림 5]와 같다.




[그림 5]에서 process scheduling(1)은, 현재 process P의 요청에 따라 커널이 process P와 관련된 작업을 수행하는 도중에 어떤 조건이 맞지 않아, 예를 들어 필요로 하는 data가 없어서, 더 이상 현재 process P의 작업을 진행할 수 없을 경우, 필요로 하는 조건이 맞을 때까지 현재 process P를 wait queue에 넣어 기다리게 하고 나서 수행하는 process scheduling이며, system call function내에서 수행을 한다. 한 가지 기억해야 할 점은 [그림 1]에서 C와 J 부분이 일반적으로 논리적으로는 연속이지만 시간상으로는 연속이 아니듯이 [그림 5]의 process scheduling(1)도 일반적으로 논리적으로는 연속이지만 시간상으로는 연속이 아니다. 후에 process P가 필요로 하는 조건이 맞으면, process P는 논리적인 흐름이 다른 커널(예를 들어, [그림 1]의 H 부분과 같은)에 의해 ready queue로 옮겨지며, 역시 논리적인 흐름이 다른 커널에서 시작한 process scheduling(예를 들어, [그림 1]의 I 부분과 같은)에 의해 [그림 5]의 process scheduling(1)로 나와 system call function의 나머지 부분을 수행한다. system call function 내에서는 이후에도 필요에 따라 process scheduling이 더 있을 수 있다. 이와는 달리 process scheduling(2)는 커널이 process P의 요청에 의해 system call function을 수행하는 도중에 wait queue에서 기다리던 임의의 process를 ready queue로 넣고, 그 ready queue에 넣은 process의 우선 순위가 현재 process P의 우선 순위보다 클 경우(예를 들어 [그림 4]의 F 부분과 같은)에 수행하는 process scheduling이다. 이 경우 현재 process P는 ready queue에 그대로 남아 있다.

system call function과 system call function간의 통신
마지막으로 한 가지만 더 짚고 넘어가면, [그림 4]에서 process P1의 system call에 의해 시작한 커널과 process Pn의 system call에 의해 시작한 커널은 각각 논리적으로 독립된 흐름을 가지며 B 부분과 F 부분에서 통신을 한다. 즉, F 부분에서 data를 공급하며, B 부분에서 data를 소비한다. [그림 6]은 [그림 4]의 system call에 의한 커널간에 data를 주고 받는 상황을 논리적으로 표현한 것이다.




process scheduling의 시작과 끝
우리는 [그림 2]와 [그림 5]에서 커널의 일반적인 동작과 process scheduling이 언제 수행되는지 보았다. 아래 [그림 7]에서 process scheduling이 시작되는 부분과 끝나는 부분이 어떻게 연결될 수 있는지 자세히 살펴 보자.
어떤 process의 a 부분에서 시작한 process scheduling은 임의의 다른 process의 b, d, f부분에서 끝날 수 있다. 또 어떤 process의 c 부분에서 시작한 process scheduling도 임의의 다른 process의 b, d, f 부분에서 끝날 수 있다. 마지막으로 어떤 process의 e 부분에서 시작한 process scheduling 역시 임의의 다른 process의 b, d, f 부분에서 끝날 수 있다.




지금까지 우리는 커널이 수행해야 할 일반적인 동작이 무엇인지 살펴 보았다. 즉, system call을 통해 시작한 커널의 동작, hardware interrupt에 의해 시작한 커널의 동작을 보았다. 이 과정에서 process와 device 사이에서 커널이 수행해야 할 역할이란 것이 우리가 모르는 그 어떤 것이 아니란 점도 느꼈을 것이다. 의외로 커널의 역할이 지극히 당연한 것들이라고 느꼈을 수도 있다. 또 hardware interrupt에 의해 시작한 커널과 system call에 의해 시작한 커널간의 통신, system call에 의해 시작한 커널과system call에 의해 시작한 커널간의 통신을 보았다. 이 과정에서 논리적으로 서로 독립적인 커널의 동작간에 통신이 어떻게 이루어지는지 구체적으로 알았을 것이다.


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