걍해봐따

RS232C에 관한 하드웨어 자료도 많이 있습니다.
8051이나 8096,80196등에서 RS232를 지원합니다. CPU 에서 직접 데이타 신호가 나오는데
CPU 를 보호하기 위해 라인드라이버라는 것을 사용합니다. CPU는 5V전압이지만 라인드라이버는
12V 로 바꾸어서 전력을 공급합니다. 왜냐하면 멀리 보낼수 있게 하기 위함입니다.
MAXIM이라는 회사에서 나오는 제품을 많이 사용합니다. 직접 만들어도 됩니다.

MAX485, MAX490은 RS485 용인데 같이 검색해보시면 RS232용 라인드라이버도 나옵니다.
그리고 RS232프로토콜을 맞춰주는 칩으로 8251이 있습니다. CPU는 이 칩에 8bit 데이터 버스로
값을 읽거나 쓰고, 이 칩은 시리얼 통신을 해줍니다.

회사 웹사이트는 www.maxim.com입니다.


RS232C는 TCP/IP이전에 산업체의 표준이었습니다.
장비들을 만들때도 RS232 지원하게 만들었지요.
시리얼 통신에는 RS232말고도 여러개를 같이 묶을 수 있는 RS422,RS485가 있습니다.
TCP/IP도 시리얼 통신입니다. RS232C는 12V의 전압을 사용합니다. 통신선은 2개를 사용합니다.
하나는 신호, 하나는 Ground 입니다. 통신선간의 전압이 12V이면 0, 0V이면 digit 1로 여깁니다.
통신 속도는 300bps부터 115k까지 다양하게 사용합니다. 단 통신선의 길이가 길면 통신속도
높은 거 사용못합니다. 노이즈가 통신선에 발생하기 때문입니다.
자세한 내용은 아래의 글과 웹사이트를 참고하세요

http://www.arbank.co.kr/ 여기 사이트 가면 RS-232 와 IrDA연결 장비가 있습니다.
저는 PDA의 적외선 포트를 이용해서 PC와 연결해보려고 찾아보다가 말았답니다.
도움이 되면 좋겠습니다.
아래는 참고 자료들이예요... ^^;;

RS232C의 개요
Serial Port
아스키코드로 'H' 문자는 16진수로 48 이고 이진수로 01001000 이다. 1 Byte(8bit) 이다.
또한 '1' 과 '0'의 일련(+5 V와 0V purse)으로 데이터버스에서 전송될 수가 있다.
컴퓨터 내부에서는 병렬동기신호 방식(parallel synchronous signals)으로 byte를 전송한다.
병렬전송은 아주 짧은 거리에서만 잘 작동한다. 하지만 신호가 빨라질수록 병렬 전송을 이용하는 것은
더욱더 힘들어진다. 아주 먼거리를 전송시키기 위해서는 송신기에 의해 직렬전송신호로 바뀌어야 한다.
그리고 수신측 컴퓨터의 수신기에서는 병렬신호로 바뀌어 져야 한다.
이 작업을 하기위해서 우리는 UART(Universal Asynchronous Receiver Transmitter)라 불리우는 특별한 병렬 칩을 사용하게 된다.UART는 때로는 ACIA(Asynchronous Communications Interface Adapter)라고도 불리운다.
인텔 마이크로프로세서 칩번호는 8250 또는 16550이다. UART는 병렬 데이터 비트를 받아서 직렬연속비트로 변환한다.또한 반대편의 UART는 전송정보를 반대로 변환시킨다.
UART(Universal Asynchronous Receiver Transmitter)
주 로 PC에 사용하는 것으로 1981년 IBM - PC에서 IN8250이 머더보드상에 탑재해 모템이나 Serial Printer와의 데이터수수에 사용되고 이후 IBM-PC에서는 8250의 사용방법과 BIOS기능은 아키텍쳐기능의 양면에 있어 UART는 Defacto Standard가 되었다.
정확히 PC의 IO Card의 IO chip을 말하며 이 IOchip은 프로피디스크 컨트롤러, IEEE1294패러럴포트, 범용칩셀렉터, 구성레지스터, 플러그앤플레이서포트 회로, 파워다운로직회로 그리고 두개의 UART 시리얼 인터페이스(16C550 or 16C450)이 있다. 그중 UART2번째 포트에서 범용적외선인터패이스를 지원하도록 구성되어있다.
원칩마이크로 프로세서도 내장 - 8051, MC68HC11, Z8등 DSP에서는 채용하지 않는다.- 왜냐하면 dsp는 대규모의 동기시스템이므로 시리얼데이터는 비동기입력에 응답하는 것은 곤란하다.
MAX232나 MAX485와의 인터페이스를 담당하는 MCU 의 PIN쪽을 생각하면 된다.
EIA-574/232 -> IrDA의 쌍방향 변환 어댑터를 전/기/98/1/107에서 볼 수 있다.
퍼 스널컴과의 RXD 와 TXD의 신호를 MAX233으로 다시 그 신호를 8051의 TXD 와 RXD 로 주고 Port 1.0에서 1.4과 P3.2까지를 다시 MAX 3100의 순서대로 DIN, DOUT, SCLK, /CS, /IRQ로 배정하고 MAX3100의 TX와 단자를 IR LED와 IR PD로 배정한다.
8bit이고 패리티비트를 사용하지 않으며 한번에 시작하고 멈춘다.
한 마디로 PC의 RS-232포트를 생각해도 괜찮을 것 같다.

RS-232C통신이란
RS232C( Recommended Standard system for serial communications의 한 부분)
1969년 미국 전자공학협회에서 제정한 통신 인터페이스 규약의 하나로 프린터, 모뎀 등 각종 주변장치를 연결하는데 주로 사용된다. 이러한 시리얼 포트에 비동기 통신을 위해서는 이미 언급했지만 UART가 반드시 필요하다.
현재는 속도 측정단위인 bps(bits per second)를 쓰지만 예전에는 Baud( signal change per second)를 썼었다.
RS-232
19.2kbps 15M
RS-422
10Mbps 15M 이상
RS-423
100Kbps 15M 이상
RS-449
2Mbps 15M 이상
위 의 모든 통신 방식은 연결을 위해 최대 25개의 다른 선 구성을 가진다. 이 접속에는 "25핀 DSUB 커넥터"나 "9핀 미니 DSUB 커넥터"라 부르는 커넥터가 일반적으로 사용되고 있다.(RS-232C의 C는 1987년 어떤 전기적인 특성을 설명하기위하여 붙여졌다.)
PC끼리 연결을 하고자 한다면 다음 그림과 같이 하면 된다.
TXD는 수신신호이고 RXD는 전송신호이다.SG는 접지시그날이다.위의 연결은 NULL 모뎀 연결이라고한다.
핀별 설명
9핀 커넥터
25핀 커넥터
신호 명칭
간단한 사용법
1
8
CD(Data Carrier Detect)
입력, 사용하지 않는다
2
3
RD(Receive Data)
입력, 상대방 TD에 접속
3
2
TD(Transmit Data)
출력, 상대방 RD에 접속
4
20
DTR(Data Terminal Ready)
출력, 사용하지 않는다
5
7
SG(Signal Ground)
그라운드, 상대방 SG에 접속
6
6
DSR(Data Set Ready)
입력, 사용하지 않는다
7
4
RTS(Request to Send)
출력, 상대방 CTS와 접속
8
5
CTS(Clear to Send)
입력, 상대방 RTS와 접속
9
22
RI(Ring Indicate)
입력, 사용하지 않는다
참고
http://home.opentown.net/~sienes/Contents/UART.htm
http://mole.chm.bris.ac.uk/~cijpm/CM1/lt6.htm
http://win98.co.kr/comunder/0806.htm
http://plaza.snut.ac.kr/~auto/academic_place/under1.htm
http://comdol.pe.kr/study/eletronic/lec02/pic14.html

시리얼 통신의 기초 지식 : http://www.sciencesoftware.co.kr/TALtech/Tutorials/intro_sc/intro_sc.htm RS-232C 통신 설치 연결도 : http://lcdups.co.kr/rs232c.html RS-232C 시리얼 통신 프로그래밍 (C) : http://cprogram.home.uos.ac.kr/cplecture/cpch30.htm

그리고



EIA-232-D 프로토콜

EIA-232-D 프로토콜은 DTE와 DCE간의 인터페이스 기능을 한다.

1. DTE(Data Terminal Equipment, 데이터 단말 장비)

: 터미널, 컴퓨터와 같은 디지털 데이터 처리 디바이스

2. DCE(Data Circuit-terminating Equipment, 데이터회선 종단 장비)

: 모뎀과 같이 DTE와 전송시스템 간에 중재를 한다.

3. 물리층 프로토콜의 특성

1) 기계적 특성: DTE와 DCE간의 실제 물리적 연결에 관한 특성

2) 전기적 특성: 전압레벨과 전압변동의 타이밍에 관련

3) 기능적 특성: 교환회선에 의미를 할당, 데이터, 제어, 타이밍, 접지로 분류

4) 절차적 특성: 기능적 특성에 따라 전송 데이터에 일어나는 사건의 순서

4. 전송모드

1) 평형모드: twisted pair 이용하는 전화시스템

① 동작: 2개의 도체로 된 평형전송 회선으로 신호를 전달(한 도체로 나가 다른 도체로 돌아옴)

② 차등신호법: 디지털에서 부르는 것으로 이진 값이 두 도체 사이의 전압차의 방향에 따른다

③ 특징: 불평형 전송보다 잡음이 적고 면역성이 크다.

 

2) 불평형모드

① 동작: 신호의 전송에 한 통로를 이용하고 복귀통로는 접지가 이용한다.

② 특성: EIA-232-D에서 사용시 동축케이블, 짧은 거리로 제한된다.

EIA-232-D 상세

1. 기계적 특성: DB-25 커넥터라 불리는 25또는 9핀 커넥터

2. 전기적 특성

1) 기능: DTE와 DCE간의 신호법을 기술

2) 해석: 공통접지를 기준으로 3V이하이면 1로, +3V이상이면 0으로 해석

3) 제한: 신호전송율 20kbps이하, 거리 15m이하

3. 기능적 특성

1) 데이터회선(4): 각 방향마다 하나씩의 회선이 있어 전이중방식으로 동작한다. 반이중방식에 이용하는 2개의 보조회선이 있다.

2) 제어회선(14)

① 비동기전송에서 1차 채널상의 데이터전송 제어(6)

② 동기전송에서 1차 채널상의 데이터전송 제어(2)

③ 신호질 검출기회선

④ 2차 채널의 사용제어(3)

⑤ 루프백 시험용(3)

3) 타이밍회선(3): 동기식 전송에 클럭펄스 제공

4) 접지와 차폐(2)

① 접지: 모든 데이터 도선에 대한 리턴 회선으로 작용

② 차폐: DTE측에서 차폐된 케이블의 연결을 위한 것

5) 루프백 제어: 통신이 끊어졌을 때 원인을 찾는다.

① 로컬 루프백: 로컬 인터페이스와 로컬 DCE의 기능을 시험한다.

② 원격 루프백: 전송채널과 원격 DCE의 기능을 시험한다.

4. 절차적 특성: action-reaction방식에 기반하여 회선이 사용되는 순서를 정의한다.

5. 널모뎀

정의: 두 디바이스 간의 거리가 매우 가까워서 두 DTE가 직접 신호를 주고받을 수 있으면, DTE가 자신의 모뎀에 연결되어 있는 것처럼 단자를 상호연결한다.

리눅스 커널의 이해(4): Uni-Processor & Multi-Processor 환경에서의 동기화 문제

• 등록일: 2005년 05월 23일
• 조회수: 2,585
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저자: 서민우
출처: Embedded World

[ 관련 기사 ]
♠ 리눅스 커널의 이해(1) : 커널의 일반적인 역할과 동작
♠ 리눅스 커널의 이해(2): 리눅스 커널의 동작
♠ 리눅스 커널의 이해(3): 리눅스 디바이스 작성시 동기화 문제

이번 기사부터 3-4회에 걸쳐 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.

리눅스 커널의 기본적인 동작

[그림 1]은 각각 system call에 의한 리눅스 커널의 동작, hardware interrupt에 의한 리눅스 커널의 동작, nested interrupt에 의한 리눅스 커널의 동작을 나타낸다. 여기서는 시그널을 처리하는 do_signal() 함수를 생략하였다. 일반적으로 리눅스 디바이스 드라이버는 do_signal() 함수와 직접적으로 관련이 없으며, 따라서 여기서는 설명의 편의상 이 부분을 생략하였다.




[그림 1] 리눅스 커널의 기본적인 동작


우리는 지난 기사에서 디바이스 드라이버의 주요한 동작을 크게 세가지로 나누었다. 그 세가지는 각각 [디바이스에 쓰기 동작], [동기적으로 디바이스로부터 읽기 동작], [비동기적으로 디바이스로부터 읽기 동작]이다. 이 각각의 동작에 대하여 먼저 Uni-Processor 상에서 발생할 수 있는 동기화 문제와 그에 대한 해결책을, 다음으로 Multi-Processor 상에서 발생할 수 있는 동기화 문제와 그에 대한 해결책을 차례로 살펴보기로 한다.

먼저 위의 세 가지 동작에 대하여 Uni-Processor 상에서 발생할 수 있는 동기화 문제와 그에 대한 해결책을 살펴보자.

[디바이스에 쓰기 동작]에 대한 Uni-Processor 상에서의 동기화 문제와 그에 대한 해결책

지난 기사에서 우리는 [디바이스에 쓰기 동작]과 관련한 커널의 흐름을 보았다. 그 흐름을 좀 더 구체적으로 나타내면 다음과 같다.

▶ 시스템 콜 루틴 내부
i) 디바이스를 사용하고 있지 않으면
   디바이스를 사용한다고 표시하고,
   데이터를 디바이스 버퍼에 쓰고 나간다
ii) 디바이스를 사용하고 있으면
   데이터를 데이터 큐에 넣고 나간다

▶ 하드웨어
디바이스가 데이터를 다 보냈다 → hardware interrupt 발생

▶ top half 루틴 내부
bottom half 요청

▶ bottom half 루틴 내부
i) 데이터 큐가 비어 있으면
   디바이스를 다 사용했다고 표시하고 나간다
ii) 데이터 큐가 비어 있지 않으면
   데이터를 하나 꺼내서 디바이스 버퍼에 쓰고 나간다

이 흐름은 프로세스를 기준으로 볼 때 논리적으로 두 가지 흐름으로 나눌 수 있으며 각각 다음과 같다.

1) 다른 프로세스가 디바이스를 사용하고 있지 않을 경우
2) 다른 프로세스가 디바이스를 사용하고 있을 경우

각각의 경우를 구체적으로 보자.

디바이스에 쓰기 1

1) 다른 프로세스가 디바이스를 사용하고 있지 않을 경우

▶ 시스템 콜 루틴 내부
i) 디바이스를 사용하고 있지 않으면
   디바이스를 사용한다고 표시하고(ⓐ),
   데이터를 디바이스 버퍼에 쓰고 나간다

▶ 하드웨어
디바이스가 데이터를 다 보냈다 → hardware interrupt 발생

▶ top half 루틴 내부
bottom half 요청

▶ bottom half 루틴 내부
i) 데이터 큐가 비어 있으면
   디바이스를 다 사용했다고 표시하고 나간다

[그림 2]를 통해서 첫번째 흐름을 좀 더 구체적으로 이해해 보자.




[그림 2] 디바이스에 쓰기 1


[그림 2]에서 어떤 프로세스 P1이 시스템 콜을 통해 커널 영역에서 어떤 디바이스를 사용하고자 할 때 다른 프로세스가 그 디바이스를 사용하고 있지 않으면 디바이스를 사용한다고 표시하고, 데이터를 디바이스 버퍼에 쓰고 나간다. 그러면 디바이스는 쓰기 동작을 수행하기 시작한다. 어느 정도의 시간이 지나면 그 디바이스는 쓰기 동작을 완료하고 hardware interrupt를 발생시킨다.

여기서 hardware interrupt는 임의의 프로세스 Pn을 수행하는 중에 발생한다. hardware interrupt가 발생하면 top half 루틴과 bottom half 루틴을 차례로 수행한다. top half 루틴에서는 특별한 일을 하지 않고 bottom half 루틴이 수행되기를 요청한다. 그러면 bottom half 루틴에서는 데이터 큐가 비어 있는지 보고 비어 있으면 디바이스를 다 사용했다고 표시하고 나간다.

여기서 디바이스의 사용은 ① 지점에서 시작해서 ② 지점에서 끝난다. 즉, 시스템 콜 영역에서 시작해서 bottom half 영역에서 끝난다. 일반적으로 이 구간은 CPU를 기준으로 볼 때 시간상으로 무척 길며 얼마나 걸릴지 예측할 수 없다.




[그림 3] 디바이스에 쓰기 2


2) 다른 프로세스가 디바이스를 사용하고 있을 경우

▶ 시스템 콜 루틴 내부
ii) 디바이스를 사용하고 있으면
   데이터를 데이터 큐에 넣고 나간다

▶ 하드웨어
디바이스가 데이터를 다 보냈다 → hardware interrupt 발생

▶ top half 루틴 내부
bottom half 요청

▶ bottom half 루틴 내부
ii) 데이터 큐가 비어 있지 않으면
   데이터를 하나 꺼내서 디바이스 버퍼에 쓰고 나간다

[그림 3]을 통해서 두 번째 흐름을 좀 더 구체적으로 이해해 보자

[그림 3]에서 어떤 프로세스 Pk가 시스템 콜을 통해 커널 영역에서 어떤 디바이스를 사용하고자 할 때 임의의 프로세스 P1이 그 디바이스를 이미 사용하고 있으면 데이터를 데이터 큐에 넣고 나간다. 디바이스는 이전에 프로세스 P1에 의해 쓰기 동작을 수행하기 시작했다. 어느 정도의 시간이 지나면 그 디바이스는 쓰기 동작을 완료하고 hardware interrupt를 발생시킨다.

이 때 hardware interrupt는 임의의 프로세스 Pm을 수행하는 중에 발생한다. hardware interrupt가 발생하면 top half 루틴과 bottom half 루틴을 차례로 수행한다. top half 루틴에서는 특별한 일을 하지 않고 bottom half 루틴이 수행되기를 요청한다. 그러면 bottom half 루틴에서는 데이터 큐가 비어 있는지 보고 비어 있지 않으면 데이터를 하나 꺼내서 디바이스 버퍼에 쓰고 나간다. 그러면 디바이스는 쓰기 동작을 수행하기 시작한다. 어느 정도의 시간이 지나면 그 디바이스는 쓰기 동작을 완료하고 hardware interrupt를 발생시킨다.

여기서 hardware interrupt는 임의의 프로세스 Pn을 수행하는 중에 발생한다. hardware interrupt가 발생하면 top half 루틴과 bottom half 루틴을 차례로 수행한다. top half 루틴에서는 특별한 일을 하지 않고 bottom half 루틴이 수행되기를 요청한다. 그러면 bottom half 루틴에서는 데이터 큐가 비어 있는지 보고 비어 있으면 디바이스를 다 사용했다고 표시하고 나간다.

여기서 데이터 큐 사용구간 ⒜와 데이터 큐 사용구간 ⒝는 논리적으로 순서를 이루어야 한다. 그렇지 않을 경우에는 문제가 발생하며 이에 대해서는 뒤에 좀 더 구체적으로 다루기로 한다.

지금까지 우리는 [디바이스에 쓰기 동작]과 관련한 커널의 두 가지 논리적인 흐름을 보았다. 이러한 논리적인 흐름이 제대로 지켜지지 않을 경우엔 동기화 문제가 발생할 수 있다.

[디바이스에 쓰기 동작]과 동기화 문제

그러면 지금부터 [디바이스에 쓰기 동작]과 관련한 두 가지 논리적인 흐름에서 생길 수 있는 동기화 문제와 이에 대한 해결책을 생각해 보자.

먼저 지난 기사에서도 말했듯이, 동기화란 논리적으로 흐름이 다른 루틴(예를 들어, 시스템 콜 루틴, top half 루틴, bottom half 루틴)간에 순서를 지키는 일이다. 이러한 루틴간에 순서를 지키지 않는 상황을 루틴간 경쟁 상태라고 한다. 즉, 동기화 문제는 루틴간 경쟁 상태에서 발생한다.

[디바이스에 쓰기 동작]과 관련한 논리적인 흐름에서 생길 수 있는 루틴간 경쟁 상태는 두 가지가 있을 수 있다. 먼저 [시스템 콜 루틴 내부의 i) 항목의 ⓐ 부분]간에 경쟁 상태가 있을 수 있다. 다음으로 [시스템 콜 루틴 내부의 ii) 항목]과 [bottom half 루틴 내부의 i) 항목]간에 경쟁 상태가 있을 수 있다. 좀 더 엄밀히 말하면, [시스템 콜 루틴 내부의 i) 항목의 ⓐ 부분]에 [시스템 콜 루틴 내부의 i) 항목의 ⓐ 부분]이 끼어 드는 상황과, [시스템 콜 루틴 내부의 ii) 항목]에 [bottom half 루틴 내부의 i) 항목]이 끼어 드는 상황이 있을 수 있다.

시스템 콜 루틴간의 경쟁 상태

[그림 4]는 [시스템 콜 루틴 내부의 i) 항목의 ⓐ 부분]간에 경쟁 상태를 나타낸다.

[그림 4]에서 프로세스 P1이 시스템 콜을 통해 커널 영역에서 ⓐ의 앞부분([그림 4]의 ① 부분)을 수행하는 도중에

1) A 지점에서 nested interrupt가 발생하고,

2) B 부분을 포함해 한 번 이상의 프로세스 스케쥴링을 거쳐,
어느 시점에 프로세스 Pn을 수행하고, 프로세스 Pn이 시스템 콜을 통해 커널 영역에서

3) C 지점을 거쳐 ⓐ 부분([그림 4]의 ② 부분)을 수행하고,
이후에 한 번 이상의 프로세스 스케쥴링을 거쳐 어느 순간 프로세스 P1이 h 지점으로 나와(이전에 B 부분의 g 지점으로 들어감) ⓐ의 뒷부분([그림 4]의 ③ 부분)을 수행할 경우 두 프로세스가 같이 디바이스를 사용한다고 표시하는, 그래서 두 프로세스가 디바이스 버퍼를 같이 접근하는, 동기화 문제가 발생한다. 즉, [그림 4]에서 ①과 ③은 논리적으로 연속이어야 하는데 이 사이에 ②가 끼어 드는 상황이 발생한다. 즉, [시스템 콜 루틴 내부의 i) 항목의 ⓐ 부분]간에 경쟁 상태가 발생한다.




[그림 4] 시스템 콜 루틴간의 경쟁 상태


그러면 [시스템 콜 루틴 내부의 i) 항목의 ⓐ 부분]간에 경쟁 상태가 발생하는 이유를 알아보자.

[그림 4]를 보면
1) A 지점에서 nested interrupt를 허용함으로써 동기화 문제가 발생할 가능성이 생기고,
2) B 지점에서 프로세스 스케쥴링을 허용함으로써 동기화 문제가 발생할 가능성이 생기고,
3) C 지점에서 문제가 되는 영역을 접근함으로써 동기화 문제가 구체적으로 발생한다.

일반적으로 동기화 문제는 첫째는 임의의 지점에서 hardware interrupt를 허용함으로써, 둘째는 임의의 지점에서 프로세스 스케쥴링을 수행함으로써 발생한다.

시스템 콜 루틴간의 경쟁 상태에 대한 해결책

그러면 이러한 경쟁 상태를 어떻게 막을지 생각해 보자. 앞에서 우리는 루틴간 경쟁 상태가 발생하는 이유 세 가지를 보았다. 이에 대한 해결책은 각각 다음과 같다.

1) A 지점에서 hardware interrupt를 허용하지 않거나,
2) B 지점에서 프로세스 스케쥴링을 허용하지 않거나,
3) C 지점에서 문제가 되는 영역을 접근하지 못하게 하면 된다.

시스템 콜 루틴간의 경쟁 상태에 대한 해결책

그러면 이러한 경쟁 상태를 어떻게 막을지 생각해 보자. 앞에서 우리는 루틴간 경쟁 상태가 발생하는 이유 세 가지를 보았다. 이에 대한 해결책은 각각 다음과 같다.

1) A 지점에서 hardware interrupt를 허용하지 않거나,
2) B 지점에서 프로세스 스케쥴링을 허용하지 않거나,
3) C 지점에서 문제가 되는 영역을 접근하지 못하게 하면 된다.

좀 더 구체적으로 해결책을 알아보자.

1) 일반적으로 CPU마다 hardware interrupt를 허용하지 않게 하거나 허용하게 하는 명령어를 가지며 이를 이용하여 루틴내의 적당한 구간에서 hardware interrupt를 허용하지 않을 수 있다. 우리는 이 두 명령어를 각각 cli, sti라고 하자. 이 두 명령어를 이용하여 [시스템 콜 루틴 내부의 i) 항목의 ⓐ 부분]을 다음과 같이 처리할 수 있다.


cli
디바이스를 사용하고 있지 않으면
   디바이스를 사용한다고 표시하고
sti


여기서 한 가지 주의할 점은 일반적으로 디바이스 버퍼를 접근할 때는 시간상 연속으로 접근할 때 디바이스에 대한 활용도가 높다. 따라서 위의 루틴은 다음과 같이 처리하기로 한다.


cli
디바이스를 사용하고 있지 않으면
   디바이스를 사용한다고 표시하고
   데이터를 디바이스 버퍼에 쓰고 나간다
sti


2) 일반적으로 프로세스 스케쥴링을 허용하지 않는 것을 schedule lock 또는 preemption lock이라 한다. 리눅스 커널 2.5 버전 이후부터는 preempt_disable(), preempt_enable()이라는 함수를 이용하여 프로세스 스케쥴링을 허용하지 않을 수 있다. preemption lock은 다음에 볼 flag나 lock에 해당하는 변수를 이용하여 논리적으로 독립적인 루틴간에 경쟁 상태를 해결하는 방법이다. 따라서 여기서는 이 방법에 대해 더 이상 구체적으로 다루지 않는다.

3) 논리적으로 flag나 lock에 해당하는 변수를 두어 문제가 되는 영역을 동시에 접근하지 못하게 한다. 예를 들어 문제가 되는 영역에 들어가고자 할 땐 flag를 내리고 들어가고 나올 땐 flag를 올리고 나오는 개념이다. 좀 더 구체적으로 보자. 문제가 되는 영역에 들어가고자 할 땐 다음과 같은 루틴을 수행한다.


while(1) {
     if(flag]0) {
          flag--;
          break;
     }
}


즉, 문제가 되는 영역에 들어가고자 할 땐 flag가 올려져 있는지 보고 올려져 있으면 flag를 내리고 들어가고 그렇지 않으면 flag가 올려질 때까지 기다린다.

문제가 되는 영역에서 나올 땐 다음과 같은 루틴을 수행한다.


flag++;


즉, 문제가 되는 영역에서 나올 땐 flag를 올리고 나온다.

이 두 루틴을 이용하여 [시스템 콜 루틴 내부의 i) 항목의 ⓐ 부분]을 다음과 같이 처리할 수 있다.



그런데 이 루틴의 ⓐ 부분과 ⓑ 부분은 논리적으로 구조가 같다. 따라서 ⓑ 부분에서 발생할 수 있는 동기화 문제가 ⓐ 부분에서도 발생한다. 따라서 이 루틴을 그대로 사용할 경우 문제가 있으며, ⓒ 부분을 다음과 같이 바꾼다.


while(1) {
   cli;
   if(flag]0) {
        flag--;
        sti;
        break;
   }
   sti;
}


ⓓ 부분도 다음과 같이 바꾼다.


cli;
flag++;
sti;


이 두 루틴을 이용하여 [시스템 콜 루틴 내부의 i) 항목의 ⓐ 부분]을 다음과 같이 처리할 수 있다.



그런데 앞에서도 보았던 것처럼 이 루틴의 ⓐ 부분과 ⓑ 부분은 논리적인 구조가 같다. 따라서 굳이 이와 같은 방법을 사용하지 않고 1)과 같은 방법을 사용하면 된다.

참고로 flag와 같은 속성을 갖는 변수를 세마포어 변수라고 한다. 또 뮤텍스 변수도 이와 같은 속성을 갖는다.

이상에서 [시스템 콜 루틴 내부의 i) 항목의 ⓐ 부분]은 1)과 같이 처리하기로 한다.

시스템 콜 루틴과 bottom half 루틴간의 경쟁 상태

다음은 [시스템 콜 루틴 내부의 ii) 항목]과 [bottom half 루틴 내부의 ii) 항목]간에 경쟁 상태와 이에 대한 해결책을 알아보자.

[그림 5]와 [그림 6]은 [시스템 콜 루틴 내부의 ii) 항목]과 [bottom half 루틴 내부의 i) 항목]간에 경쟁 상태를 나타낸다.




[그림 5] 시스템 콜 루틴과 bottom half 루틴간의 경쟁 상태 1


먼저 [그림 5]에서 프로세스 Pn이 시스템 콜을 통해 커널 영역에서 [시스템 콜 루틴 내부의 ii) 항목]의 앞부분([그림 5]의 ① 부분)을 수행하는 도중에

1) A 지점에서 nested interrupt가 발생하고, B 지점에서 bottom half가 수행되기를 요청하면,

2) C 지점을 거쳐 [bottom half 루틴 내부의 i) 항목]([그림 5]의 ② 부분)을 수행하고 (논리적으로는 [bottom half 루틴 내부의 ii) 항목]을 수행해야 함)

A 지점으로 다시 나와 [시스템 콜 루틴 내부의 ii) 항목]의 뒷부분([그림 5]의 ③ 부분)을 수행한다.




[그림 6] 시스템 콜 루틴과 bottom half 루틴간의 경쟁 상태 2


다음은 [그림 6]에서 프로세스 Pk가 시스템 콜을 통해 커널 영역에서 [시스템 콜 루틴 내부의 ii) 항목]의 앞부분([그림 6]의 ① 부분)을 수행하는 도중에

1) A 지점에서 nested interrupt가 발생하고,
B 부분을 포함해 한 번 이상의 프로세스 스케쥴링을 거쳐, 어느 시점에 프로세스 Pn을 수행하고, 프로세스 Pn의 C 지점에서 hardware interrupt가 발생하여 top half 루틴과 bottom half 루틴을 차례로 수행한다. bottom half 루틴에서는,

2) D 지점을 거쳐 [bottom half 루틴 내부의 i) 항목]을([그림 6]의 ② 부분을) 수행하고 (논리적으로는 [bottom half 루틴 내부의 ii) 항목]을 수행해야 함)
이후에 한 번 이상의 프로세스 스케쥴링을 거쳐 어느 순간 프로세스 Pk가 h 지점으로 나와 (이전에 B 부분의 g 지점으로 들어감) [시스템 콜 루틴 내부의 i) 항목]의 뒷부분([그림 6]의 ③ 부분)을 수행한다.

[그림 5]와 [그림 6]과 같은 경우 디바이스는 사용하지 않으면서 데이터는 데이터 큐에 남아 있는 상황이 발생하며, 일반적으로 이런 상황을 starvation이라 한다. 이와 같은 상황은 데이터 큐 사용구간에서 hardware interrupt에 의한 시스템 콜 루틴과 bottom half 루틴간 경쟁 상태가 발생하여 나타난다. [그림 5]와 [그림 6]에서는 [데이터 큐 사용구간 ⒜]와 [데이터 큐 사용구간 ⒝]간에 경쟁 상태가 발생하였다. 이와 같은 경쟁 상태는 [그림 3]의
[데이터 큐 사용구간 ⒜], [데이터 큐 사용구간 ⒝]와 같은 순서가 되도록 해결해야 한다. 즉, 데이터 큐 사용구간이 겹치지 않도록 한다.

그러면 [시스템 콜 루틴 내부의 ii) 항목]과 [bottom half 루틴 내부의 i) 항목]간에 경쟁 상태가 발생하는 이유를 알아보자.

[그림 5]와 [그림 6]을 보면

1) A 지점에서 nested interrupt를 허용함으로써 동기화 문제가 발생할 가능성이 생기고,
2) 각각 C 지점과 D 지점에서 문제가 되는 영역을 접근함으로써 동기화 문제가 구체적으로 발생한다.

시스템 콜 루틴과 bottom half 루틴간의 경쟁 상태에 대한 해결책

이에 대한 해결책은 이미 앞에서 본 것처럼 각각 다음과 같다.

1) A 지점에서 hardware interrupt를 허용하지 않거나,
2) 각각 C 지점과 D 지점에서 문제가 되는 영역을 접근하지 못하게 하면 된다.

좀 더 구체적인 해결책은 다음과 같다.

1) [시스템 콜 루틴 내부의 ii) 항목]을 다음과 같이 처리하면 된다.


cli
디바이스를 사용하고 있으면
데이터를 데이터 큐에 넣고 나간다
sti


2) 먼저 [시스템 콜 루틴 내부의 ii) 항목]과 [bottom half 루틴 내부의 i), ii) 항목]을 각각 다음과 같이 처리해 본다.


while(1) {cli; if(flag]0) {flag--; sti; break;}sti;}
디바이스를 사용하고 있으면
데이터를 데이터 큐에 넣고 나간다
cli; flag++; sti;

while(1) { cli; if(flag]0) {flag--; sti; break;}sti;}
데이터 큐가 비어 있으면
디바이스를 다 사용했다고 표시하고 나간다
데이터 큐가 비어 있지 않으면
데이터를 하나 꺼내서 디바이스 버퍼에 쓰고 나간다
cli; flag++; sti;


그러나 이렇게 처리할 경우 각각 C 지점과 D 지점에서 데드락이 발생한다. 따라서 C 지점과 D 지점에 다음과 같은 루틴을 사용한다.


cli; if(flag]0) {flag--; sti; return;} sti;


그러나 이렇게 처리할 경우 [bottom half 루틴 내부의 ii) 항목]을 [시스템 콜 루틴 내부의 ii) 항목]이후에 수행할 수 있도록 적절한 루틴을 추가해 주어야 하는데 이럴 경우 루틴이 많이 복잡해진다.

[시스템 콜 루틴 내부의 ii) 항목]의 경우 루틴을 수행하는 시간을 예측할 수 있으며, 또한 그 시간이 충분히 짧기 때문에 일반적으로 리눅스 커널에서는 1)과 같은 방법을 사용하여 동기화 문제를 처리한다.

이상에서 [디바이스에 쓰기 동작]에 대하여 Uni-Processor 상에서 발생할 수 있는 동기화 문제와 그에 대한 해결책을 알아보았다. 다음 기사에는 일단 [디바이스에 쓰기 동작]에 대한 구체적인 예를 들여다보기로 하자.

리눅스 커널의 이해(3): 리눅스 디바이스 작성시 동기화 문제

• 등록일: 2005년 04월 25일
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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] 공유영역에서의 쓰레드간 race condition


[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 에 서 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] 리눅스 커널의 기본적인 동작


[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] 리눅스 커널에서 프로세스 스케쥴링의 시작과 끝


[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] 프로세스 스케쥴링을 통한 프로세스간 전환


[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] 프로세스 P1에서 프로세스 Pn으로의 전환



[그림 6] 프로세스 P1과 Pn의 같은 시스템 콜 영역의 접근


[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] nested interrupt 와 process schedule에 의한 커널간 경쟁 상태


[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.

리눅스 커널의 이해(2): 리눅스 커널의 동작

• 등록일: 2005년 04월 06일
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저자: 서민우
출처: Embedded World

1. 리눅스 커널의 기본적인 동작

이제 리눅스 커널이 어떻게 동작하는지 들여다 보자.
리눅스 커널은 그 소스량은 엄청나지만 역시 커널의 기본적인 동작은 우리가 지금까지 보아온 커널의 동작과 별로 다르지 않다. 덧붙이자면 다른 RTOS도 역시 마찬가지다.

system call에 의해 시작하는 리눅스 커널의 일반적인 동작

[그림 1]은 system call에 의해 시작하는 리눅스 커널의 일반적인 동작이다.



[그림 1] system call에 의한 리눅스 커널의 일반적인 동작


[그림 1]에서 커널은 process의 system call에 의해 수행을 시작한다. 먼저 커널의 시작 부분에서는 현재 process의 사용자 영역에서의 register의 내용을 stack상에 저장한다. 다음은 커널에서 사용자 영역으로 빠져 나가기 바로 전에 커널의 시작 부분에서 stack상에 저장한 register의 내용을 다시 복구한다. sys_func(), sys_func()내의 schedule(), sys_func()를 수행하고 난 후에 수행하는 schedule()의 역할은 전 월호의 [그림 5]에서 이미 설명했다. 리눅스 커널에서는 어떤 process에서 또 다른 process로, 또는 interrupt handler에서 process로 signal을 보낼 수 있으며, do_signal()에서는 커널영역에서 사용자 영역으로 빠져 나가기 전에 현재 process에 도착한 signal이 있는지를 검사하고 도착한 signal이 있으면 적절히 처리하는 부분이다. 마지막으로 a와 b사이에서는 기본적으로 hardware interrupt를 허용하며, 이 구간에서 발생하는 hardware interrupt를 일반적으로 nested interrupt라 한다. nested interrupt에 의해 수행을 시작하는 커널을 우리는 nested interrupt routine이라고 하며, 일반적으로 nested interrupt routine에 의해 커널의 흐름은 상당히 복잡해지며, 여러 가지 동기화 문제가 발생한다. nested interrupt routine에 의해 발생하는 이러한 문제점과 그에 대한 해결책은 다음 기사에서 자세히 다루기로 하겠다.

hardware interrupt에 의해 시작하는 리눅스 커널의 일반적인 동작

[그림 2]는 hardware interrupt에 의해 시작하는 리눅스 커널의 일반적인 동작이다.



[그림 2] hardware interrupt에 의한 리눅스 커널의 일반적인 동작


[그림 2]에서 커널은 hardware interrupt에 의해서 수행을 시작한다. 리눅스 커널에서는 top_half()와 bottom_half()를 do_IRQ()라는 함수 내에서 차례로 수행한다. 다른 부분의 역할은 이미 전 월호의 [그림 2]와 앞의 [그림 1]에서 설명하였다. 한가지 짚고 넘어갈 점은 a와 b사이에서는 기본적으로 hardware interrupt를 허용한다. 따라서 이 구간에서도 역시 nested interrupt가 발생할 수 있다.

2. nested interrupt와 리눅스 커널의 동작

[그림 1]과 [그림 2]에서 우리는 리눅스 커널내에서 nested interrupt가 발생할 수 있는 영역을 보았다(각각 a와 b사이의 구간). nested interrupt에 의해 커널의 동작이 어떻게 바뀌는지 보기 전에 먼저 몇 가지 짚고 넘어갈 사항이 있다.

리눅스 커널내에서 각 영역의 속성과 우선 순위

[그림 1]에서 sys_func()은 커널이 process의 요청에 의해 수행하는 부분으로 process와 직접적으로 관련된 함수이다. do_signal()도 process와 직접적으로 관련된 함수이다. schedule() 역시, 새로 수행할 process를 runqueue로부터 뽑고(리눅스 커널에서는 ready queue를 runqueue라고 한다), 현재 process의 커널 영역에서의 register의 내용을 메모리에 저장하고, 새로 수행할 process의 커널 영역에서의 register의 내용을 메모리로부터 복구하는, process와 간접적으로 관련된 함수이다. save register와 restore registerprocess의 사용자 영역에서의 register의 내용을 메모리에 저장하고, 사용자 영역에서의 register의 내용을 메모리로부터 복구하는 동작으로 process와 관련된 부분이다.

[그림 2]에서 do_IRQ()는 커널이 device로부터 들어온 요청을 처리하는 부분이다. 그 중에 top_half()는, 예를 들어 device를 접근하는 등의, 시간상으로 신속히 처리해야 할 부분이며, bottom_half()는, 예를 들어 device로부터 메모리로 읽어온 data(top_half()에서 device로부터 메모리로 가져온)를 처리하는 등의, top_half()에 비해 비교적 천천히 처리해도 되는 부분이다. 나머지 schedule(), do_signal(), save register, restore register는 앞의 경우처럼 process와 관련된 부분이다.

이상에서 리눅스 커널 영역은 논리적으로 다음과 같이 세 부분으로 나눌 수 있다.

device와 직접적으로 관련된 top_half() 부분
device와 간접적으로 관련된 bottom_half() 부분
process와 직접적으로 또는 간접적으로 관련된
schedule(), sys_func(), do_signal(), save register, restore register 부분

처음에 리눅스 커널을 설계하는 과정에서 top_half(), bottom_half(), process와 관련된 함수들 순으로 우선 순위를 주었다. 우선 순위에 따라 커널 영역을 빨강, 녹색, 파랑으로 표시할 경우 [그림 3]과 같다. [그림 3]에서 save register와 restore register는 process와 관련된 부분이기는 하지만 nested interrupt가 발생할 수 없는 영역이므로 여기서는 색깔로 표시하지 않았다.



[그림 3] 리눅스 커널내에서 각 영역의 우선 순위


그러면 지금부터 nested interrupt에 의해 커널이 수행해야 할 동작이 어떻게 바뀌어야 할지 생각해 보기로 하자. 참고로 [그림 3]에서 커널 영역 중 색깔이 없는 부분에서는 interrupt를 허용하지 않는다고 가정하자.

top_half()와 nested interrupt routine

먼저 top_half() 부분에서 interrupt가 발생했을 경우를 생각해 보자. 리눅스 커널에서는 top_half() 부분에서 interrupt handler에 따라 interrupt를 막을 수도 있고 열어 놓을 수도 있다. 이 부분에서 interrupt를 열어 놓아 interrupt가 발생하였을 경우에 리눅스 커널은 [그림 4]와 같이 동작해야 한다.



[그림 4] top_half()와 nested interrupt routine


[그림 4]에서 A와 B의 우선순위는 같다 하더라도 A에서 interrupt를 허용하였기 때문에 A를 수행하는 중이라도 B는 수행이 될 수 있다. 그러나, C, D, E는 A보다 우선순위가 낮기 때문에 수행하지 않고 나가는 것이 논리적으로 맞다. 그럼 리눅스 커널은 C, D, E를 수행하지 않는가? 그건 아니다. C의 경우 F를 수행할 때 함께 처리한다. D의 경우는 B나 C에서 schedule을 요청할 경우 수행하는 부분으로 G에서 처리하면 된다. E의 경우는 현재 process에게 도착한 signal을 처리하는 부분이며, H와 중복된다. 따라서 H에서 처리하면 된다.

bottom_half()와 nested interrupt routine

다음은 bottom_half()에서 interrupt가 발생했을 경우를 생각해 보자. 앞에서 bottom half()에서는 기본적으로 interrupt가 열려 있다고 말한 바 있다. 이 부분에서 interrupt가 들어올 경우 커널은 [그림 5]와 같이 동작해야 한다. [그림 5]에서 B의 우선 순위는 F의 우선 순위보다 크다. 따라서, F를 수행하는 도중이라도 B를 수행할 수 있다. C의 경우는 F와 우선 순위가 같으므로 B 다음에 바로 처리하지 않고, F를 처리한 후에, F를 다시 수행하여 C를 처리한다. D, E에 대한 처리는 [그림 4]에서 이미 설명하였다.



[그림 5] bottom_half()와 nested interrupt routine


schedule()과 nested interrupt routine

다음은 schedule()을 수행하는 중에 interrupt가 발생했을 경우를 생각해 보자. 이 부분에서 interrupt가 들어올 경우 리눅스 커널은 [그림 6]과 같이 동작해야 한다.



[그림 6] schedule()과 nested interrupt routine


[그림 6]에서 A는 process와 관련된 부분으로 B와 C보다 우선순위가 낮다. 따라서 A를 수행하는 중이라도 커널은 B와 C를 당연히 수행해야 한다. D는 A와 같은 부분으로 A와 우선 순위가 같다. 따라서 A를 수행하고 나서, A를 다시 한 번 더 수행하면 된다. 즉 nested interrupt routine에서는 D를 수행할 필요가 없다. E는 앞에서 설명한 것처럼 H와 중복되므로 수행할 필요가 없다.

do_signal()과 nested interrupt routine 그리고 커널 preemption

다음은 do_signal()을 수행하는 중에 interrupt가 발생했을 경우를 생각해 보자. 이 부분에서 interrupt가 들어올 경우 리눅스 커널은 [그림 7]과 같이 동작하도록 설계되었다.



[그림 7] do_signal()과 nested interrupt routine


[그림 7]에서 A는 process와 관련된 부분으로 B와 C보다 우선순위가 낮다. 따라서 A를 수행하는 중이라도 커널은 당연히 B와 C를 수행해야 한다. B나 C에서 wait queue에 있던 process를 runqueue에 넣고, runqueue에 새로 들어간 process가 현재 process보다 우선 순위가 클 경우 process scheduling을 요청할 수 있다. 그러면 커널은 D를 수행하며 A를 수행중이었더라도 다른 process로 전환이 일어나게 된다. 이는 A가 커널의 한 영역이라도 process와 관련된 부분이므로, A와 관련된 현재 process보다 우선 순위가 큰 process가 B나 C에서 runqueue로 들어갈 경우 당연히 process 전환을 수행할 수 있다. 이는 리눅스 커널 2.5 이후에 새로이 추가된 기능으로 커널 preemption이라고 한다. 당연히 리눅스 커널 2.4에는 없는 기능이다. E는 A와 중복되므로 수행하지 않는다.

sys_func()과 nested interrupt routine 그리고 커널 preemption

다음은 sys_func()를 수행하는 중에 interrupt가 발생했을 경우를 생각해 보자. 이 부분에서 interrupt가 들어올 경우 리눅스 커널은 [그림 8]과 같이 동작하도록 설계되었다.
[그림 8]에서 A(sys_func())는 process와 관련된 부분으로 [그림 7]에서의 A(do_signal())와 같이 취급한다. 당연히 [그림 8]에서 A를 수행하는 도중이라도 B와 C를 수행해야 하며, 필요 시에는 D에 의해 다른 process로 전환할 수 있다. 이 역시 리눅스 커널 2.5 이후에 새로이 추가된 커널 preemption 기능이다. E는 F와 중복되므로 수행하지 않는다.



[그림 8] sys_func()과 nested interrupt routine


sys_func()내의 schedule()과 nested interrupt routine

다음은 sys_func()내에서 schedule()을 수행하는 중에 interrupt가 발생했을 경우를 생각해 보자. 이 부분에서 interrupt가 들어올 경우 리눅스 커널은 [그림 9]와 같이 동작하도록 설계되었다.



[그림 9] sys_func()내의 schedule()과 nested interrupt routine


[그림 9]에서 A는 process와 관련된 작업이다. 따라서 A를 수행하는 도중이라도 당연히 B와 C를 수행해야 한다. D는 A와 같은 부분으로 A와 우선 순위가 같다. 따라서 A를 수행하고 나서 수행해야 한다. 즉 nested interrupt routine에서는 수행할 필요가 없다. E는 앞에서 설명한 것처럼 F와 중복되므로 수행할 필요가 없다.

nested interrupt에 의한 커널의 동작

이상에서 우리는 nested interrupt에 의해 커널 수행해야 할 동작을 보았으며, [그림 10]과 같다.



[그림 10] nested interrupt에 의한 커널의 동작


지금까지 우리는 리눅스 커널이 실제로 어떻게 설계되었는지 보았다.

3. multi-tasking의 구현

다음은 간단한 scheduling과 context switching에 의해 multi-tasking이 어떻게 구현되는지를 보여주는 예다. 이 예를 통해서 마술 같은 multi-tasking을 구체적으로 이해해 보기로 하자. 지난 기사에서 설명한 부분에 대한 이해를 돕고자 이 부분을 추가하였다.

먼저 scheduling이란 현재 process를 어떤 이유에 의해서 잠시 멈출 때 새로이 수행할 process를 선택하는 커널의 동작을 말한다.

다음으로 context란 processor(CPU)가 어떤 process를 수행할 때의 processor의 상태를 말한다. processor의 상태란 구체적으로 processor 내의 여러 register의 어느 순간의 상태를 말한다. 따라서 context switching이란 현재 수행하던 process의 context를 그대로 메모리로 저장하며, scheduling을 통해 선택한 새로운 process의 context를 메모리로부터 processor의 여러 register로 복구하는 커널의 동작을 말한다.

다음의 예는 multi-tasking.s와 multi-tasking.c의 두 가지 파일로 구성된다. 그럼 구체적으로 구현 내용을 들여다 보자.





<1>에서 process_state는 하나의 process를 관리하기 위한 구조체이다. 이 구조체 내의 stack_top 변수는 stack pointer를 저장하기 위한 공간이고, stack 배열 변수는 256*4 byte 크기의 process stack이다.

<2>에서는 두 개의 process를 관리하기 위하여 process_state 구조체 두 개를 process 배열 변수로 선언하였다.

<3>에서는 scheduling과 context switching시 사용할 process_state 구조체를 가리킬 수 있는 pointer 변수 두 개를 선언하였다.

<4>에서 <5>까지는 process[OTHER]의 상태를 초기화 하며, process[OTHER]의 상태는 [그림 11]과 같아진다.



[그림 11] process[OTHER]의 초기화


<6>은 간단하지만 새로운 작업을 선택하는 scheduling 과정이다. 여기서는 새로운 작업으로 process[OTHER]를 선택한다.

<7>을 어셈블리어로 나타내면 다음과 같다.



여기서 과 , 과 부분에서 스택에 차례로 next, prev 값이 들어간다. 그리고, 부분에서 스택에 return address(0x0804852d) 값이 들어가며, multi-tasking.s 파일의 context_switch 함수로 뛴다. [그림 12]에서 ① 부분이 이 과정에서 만들어진다.

다음은 multi-tasking.s 파일의 context_switch 함수를 보자.

먼저 ⓐ에서 [그림 12]의 ② 부분이 만들어진다. 다음으로 ⓑ에서 processor의 esp register 값([그림 12]의 ③)을 process[MAIN]의 stack_top([그림 12]의 ④)에 저장한다. 이로써 지금까지 수행하던 process의 문맥 저장을 끝낸다.

다음은 ⓒ에서 process[OTHER]의 stack_top 값([그림 12]의 ⑤)을 processor의 esp register([그림 12]의 ⑥)에 저장한다. 이 부분에서 esp register는 process[OTHER]의 stack top을 가리킨다. process[OTHER]는 이전에 초기화 되었으며, 이미 [그림 11]에서 살펴 보았다. ⓓ에서 ⑦부분에 저장된 값들이 processor의 각 register로 채워진다. 이로써 새로 수행할 process의 문맥을 복구하였다. 마지막으로 ret 명령에 의해 [그림 12]의 ⑧에서 ra의 값이 eip로 들어가면서 other 함수를 수행하기 시작한다. 이 때 esp register는 [그림 12]의 ⑨를 가리킨다.



[그림 12] process간 전환


multi-tasking의 동작 방식을 이해했으면 마지막으로 두 파일을 컴파일 하여 실행해 본다.

이상에서 우리는 multi-tasking이 어떻게 구현되는지를 보았다. 비록 짧은 소스이기는 하지만 중요한 개념들이 많이 들어가 있으며, 커널의 핵심적인 부분만을 떼내어 이해할 수 있다.

마무리

지금까지 우리는 리눅스 커널이 어떻게 설계되었는지 보았다. 또한 multi-tasking이 어떻게 구현되는지 보았다. 이 과정에서 scheduling과 task 초기화도 들여다 보았다. 다음 기사에서는 리눅스 커널이 구체적으로 어떻게 구현되었는지 소스 수준에서 살펴 보기로 하자.

리눅스 커널의 이해(1) : 커널의 일반적인 역할과 동작

• 등록일: 2005년 03월 24일
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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.



[그림 1] system call과 hardware interrupt에 의한 커널의 구체적인 동작


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 2] hardware interrupt에 의한 커널의 일반적인 동작


[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.



[그림 3] top_half, bottom_half와 system call function간의 통신


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)



[그림 4] system call에 의한 커널의 구체적인 동작


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] system call에 의한 커널의 일반적인 동작


[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.



[그림 6] system call function과 system call function간의 통신


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.



[그림 7] process scheduling의 시작과 끝


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.