오늘도 나는

데이터를 활용해 명령어에 따라 실행을 하는 실행 장치는 다음과 같은 과정으로 데이터를 가져오고, 실행 후 저장한다.

①메모리에서 데이터를 가져온 뒤, ②데이터를 활용해 명령어에 따라 실행한다. ③실행 결과를 다시 메모리에 저장한다.

이 과정에서 같은 데이터를 가져오려는 실행장치가 여러 개이면 어떤 실행장치가 해당 데이터를 먼저 가져가고, 결과를 먼저 저장했는지에 따라

결과가 달라질 수 있다는 문제가 발생한다. 

먼저 예시1)은 사용자가 기대하는 기대하는 결과값이 storage box에 저장되는 경우이다. 

예시 2)는 데이터 로드 순서, 실행 순서가 섞이면서 오류가 난 경우이다. 

위에 나타난 예시처럼 하나의 저장공간을 여러 프로그램들이 공유하여 사용하는 경우 결과 값이 달라질 수 있으며 

이러한 상황을 race condition (경쟁 상태) 이라고 한다. 

race condition이 발생할 수 있는 경우는 다음과 같다. 

a. kernel 수행 중 인터럽트 발생시 

b. process가 system call을 하여 kernel mode로 수행 중인데 context switch가 일어난 뒤 다른 process에서도 system call을 하여 kernel mode를 수행할 경우

c. multiprocessor에서 shared memory 내의 kernel data

a. kernel 수행 중 인터럽트 발생시

커널모드에서 count++을 수행하게 되면 세단계를 거친다.

① 메모리에서 cpu레지스터로 count값을 load

② cpu에서 count값 증가

③ 증가 시킨 값을 메모리에 저장

이 과정에서 인터럽트가 중간에 걸려 count값을 감소하는 코드가 실행된다면, 최종 결과값은 기존 count 값이어야 한다. (kernel:count++)+(interrupt:count--)=count

그런데 결과값은 count에서 1증가한 count+1값이 나온다.

그 이유는 interrupt에서 count값 감소 전에 이미 kernel에서 cpu레지스터로 count값을 load해 갔기 때문이다.

해결방법: kernel mode에서 수행 중에는 interrupt disable로 설정

b. kernel모드에서 context switch가 발생하는 경우

각 프로세스는 자신만의 address space를 가지고 있어 data sharing이 없다

그러나 system call을 통해 kernel mode에서 프로세스 수행시에는 kernel address space의 data를 access하게 된다.

이 작업 중간에 CPU를 다른 프로세스에서 preempt해서 이 프로세스가 kernel mode에서 수행하게 되면 race condition이 발생하게 된다. 

프로세스A에서 커널모드로 수행 중 increment 수행을 하기 위해 데이터를 load하고나서, 

프로세스A의 할당 시간이 끝나고 다른 프로세스에게 CPU할당이 되어야 한다. 

프로세스B가 CPU할당을 받은 뒤에 커널모드에서 increment를 수행한다. 예상결과 값은 기존 count에서 2증가한 count+2 지만 1만 증가한 상태가 된다.

해결방법: 커널모드에서 수행 중일 때는 할당시간이 끝나도 CPU를 preempt하지 않음. 커널모드에서 사용자 모드로 돌아갈 때 preempt한다. 

c. multiprocessor에서 shared memory 내의 kernel data

어떤 CPU가 먼저 count값을 load하고 언제 load하느냐에 따라 결과 값이 달라질 수 있다.

해결방법: (1) 한번에 하나의 CPU만이 커널에 들어갈 수 있게 하는 방법

             (2) 커널 내부에 있는 각 공유 데이터에 접근할 때마다 그 데이터에 대한 lock/unlock을 하는 방법

                  : 처음에 접근한 CPU가 공유데이터를 가져갔을 때 그 데이터에 lock을 걸어서 다른 CPU가 가져가지 못하게 하고 

                   먼저 접근한 CPU가 처리를 끝내고 저장하고 나서는 unlock을 해서 다른 CPU가 공유데이터를 가져갈 수 있도록 한다.

※스택이란?

FILO(First In Last Out)형태로 데이터를 액세스하는 데이터 구조이다. 즉, 가장 나중에 들어온 것부터 차례로 액세스하는 것이다. 

Heap은 Stack과 반대로 FIFO형태로 데이터를 액세스한다. 

스택은 한 곳으로만 액세스할 수 있으며, 이부분을 스택의 탑이라고 한다. 

FILO의 액세스 순서 : 5 → 4 → 3 → 2 → 1

FIFO의 액세스 순서 : 1 → 2 → 3 → 4 → 5

중앙처리장치는 기억장치의 특정 영역을 스택 영역으로 지정하여 운영한다. 

스택에 저장되는 데이터의 크기는 레지스터의 크기, 데이터 버스의 폭과 같다. 

즉 스택은 컴퓨터의 단어(word)단위로 액세스 된다. 만일 기억장치가 바이트 단위로 구성되어 있고 레지스터의 크기가 16비트이면, 두 개의 기억장소에 한개의 데이터가 저장된다. 

또한 데이터가 스택에 추가 될수록 스택의 주소값은 점점 작아진다. 

그 이유는 두가지가 있다. 

(1) 스택이 항상 커널의 반대 방향으로 자라기 때문에 커널 영역에 침범하는 일이 없게된다.

(2) 힙 영역은 스택과 달리 새로운 데이터가 추가될수록 더 큰 메모리 주소를 할당 받는다. 때문에 메모리 공간을 알뜰하게 사용할 수 있게 된다.

※스택포인터란?

중앙처리 장치 안에는 스택에 데이터가 채워진 위치를 가리키는 레지스터인 스택 포인터(SP)를 갖고 있다. 스택포인터가 가리키는 곳까지가 데이터가 채워진 영역이고, 그 이후부터 스택 끝까지는 비어있는 영역이다. 

스택에 새로운 항목이 추가되거나 스택에서 데이터가 제거되면, 스택 포인터의 값이 증가하거나 감소한다. 

스택은 PUSH와 POP 두가지 동작에 의하여 액세스된다. 

• PUSH : 스택에 데이터 추가

• POP : 스택에서 데이터 제거

※스택과 스택포인터의 작동 예시

다음 그림은 어느 한 순간 레지스터와 스택의 모습이다. 이 예는 다음과 같은 가정을 하고 있다.

• 범용 레지스터 R0와 R1의 크기는 16비트이다.

• 기억장치는 바이트 단위로 주소가 지정되며, 스택은 16비트 단위로 액세스 된다.

• 기억장치의 주소는 16비트이다. 따라서 SP의 크기도 16비트이다.

• SP의 값은 1008h이고, SP가 가리키는 장소까지 데이터가 저장되어 있다.

• 기억장치의 100ch번지부터 스택영역이고, 현재 세 개의 데이터가 스택에 저장되어 있다. 

중앙처리 장치는 PUSH[오퍼랜드] 명령어를 다음과 같은 두 단계의 동작으로 실행한다.

(b) PUSH R0 실행 후

① 스택 TOP의 주소값인 스택포인터가 1008h 에서 1006h로 감소

② 기억장치 1006h번지에 R0의 값 4444h가 저장됨

중앙처리 장치는 POP[오퍼랜드] 명령어를 다음과 같은 두 단계의 동작으로 실행한다.

(c) POP R1 실행 후

① R1의 값이 4444h로 변경

② SP의 값이 1008h로 증가

* POP 이후로는 1008h (SP)위의 메모리는 사용하지 않는다. 1006h번지의 4444h값은 남아있으나, 무의미한 쓰레기값이며, 이후 다른 PUSH명령어가 실행되면 이 값은 다른 값으로 대체된다. 

[출처] 생능출판사 한눈에 보이는 컴퓨터 구조 - 전중남

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