diff options
Diffstat (limited to 'Documentation/translations')
| -rw-r--r-- | Documentation/translations/sp_SP/index.rst | 1 | ||||
| -rw-r--r-- | Documentation/translations/sp_SP/memory-barriers.txt | 3134 | ||||
| -rw-r--r-- | Documentation/translations/sp_SP/wrappers/memory-barriers.rst | 19 |
3 files changed, 3154 insertions, 0 deletions
diff --git a/Documentation/translations/sp_SP/index.rst b/Documentation/translations/sp_SP/index.rst index 791cbef75902..5c2a2131524b 100644 --- a/Documentation/translations/sp_SP/index.rst +++ b/Documentation/translations/sp_SP/index.rst @@ -78,3 +78,4 @@ Traducciones al español howto process/index + wrappers/memory-barriers diff --git a/Documentation/translations/sp_SP/memory-barriers.txt b/Documentation/translations/sp_SP/memory-barriers.txt new file mode 100644 index 000000000000..f62bd797216d --- /dev/null +++ b/Documentation/translations/sp_SP/memory-barriers.txt @@ -0,0 +1,3134 @@ +NOTE: +This is a version of Documentation/memory-barriers.txt translated into +Spanish by Carlos Bilbao <carlos.bilbao@amd.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: Spanish) 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. + + ====================================== + BARRERAS DE MEMORIA EN EL KERNEL LINUX + ====================================== + +Documento original: David Howells <dhowells@redhat.com> + Paul E. McKenney <paulmck@linux.ibm.com> + Will Deacon <will.deacon@arm.com> + Peter Zijlstra <peterz@infradead.org> + +Traducido por: Carlos Bilbao <carlos.bilbao@amd.com> +Nota: Si tiene alguna duda sobre la exactitud del contenido de esta +traducción, la única referencia válida es la documentación oficial en +inglés. + +=========== +ADVERTENCIA +=========== + +Este documento no es una especificación; es intencionalmente (por motivos +de brevedad) y sin querer (por ser humanos) incompleta. Este documento +pretende ser una guía para usar las diversas barreras de memoria +proporcionadas por Linux, pero ante cualquier duda (y hay muchas) por favor +pregunte. Algunas dudas pueden ser resueltas refiriéndose al modelo de +consistencia de memoria formal y documentación en tools/memory-model/. Sin +embargo, incluso este modelo debe ser visto como la opinión colectiva de +sus maintainers en lugar de que como un oráculo infalible. + +De nuevo, este documento no es una especificación de lo que Linux espera +del hardware. + +El propósito de este documento es doble: + + (1) especificar la funcionalidad mínima en la que se puede confiar para + cualquier barrera en concreto, y + + (2) proporcionar una guía sobre cómo utilizar las barreras disponibles. + +Tenga en cuenta que una arquitectura puede proporcionar más que el +requisito mínimo para cualquier barrera en particular, pero si la +arquitectura proporciona menos de eso, dicha arquitectura es incorrecta. + +Tenga en cuenta también que es posible que una barrera no valga (sea no-op) +para alguna arquitectura porque por la forma en que funcione dicha +arquitectura, la barrera explícita resulte innecesaria en ese caso. + +========== +CONTENIDOS +========== + + (*) Modelo abstracto de acceso a memoria. + + - Operaciones del dispositivo. + - Garantías. + + (*) ¿Qué son las barreras de memoria? + + - Variedades de barrera de memoria. + - ¿Qué no se puede asumir sobre las barreras de memoria? + - Barreras de dirección-dependencia (históricas). + - Dependencias de control. + - Emparejamiento de barreras smp. + - Ejemplos de secuencias de barrera de memoria. + - Barreras de memoria de lectura frente a especulación de carga. + - Atomicidad multicopia. + + (*) Barreras explícitas del kernel. + + - Barrera del compilador. + - Barreras de memoria de la CPU. + + (*) Barreras de memoria implícitas del kernel. + + - Funciones de adquisición de cerrojo. + - Funciones de desactivación de interrupciones. + - Funciones de dormir y despertar. + - Funciones varias. + + (*) Efectos de barrera adquiriendo intra-CPU. + + - Adquisición vs accesos a memoria. + + (*) ¿Dónde se necesitan barreras de memoria? + + - Interacción entre procesadores. + - Operaciones atómicas. + - Acceso a dispositivos. + - Interrupciones. + + (*) Efectos de barrera de E/S del kernel. + + (*) Modelo de orden mínimo de ejecución asumido. + + (*) Efectos de la memoria caché de la CPU. + + - Coherencia de caché. + - Coherencia de caché frente a DMA. + - Coherencia de caché frente a MMIO. + + (*) Cosas que hacen las CPU. + + - Y luego está el Alfa. + - Guests de máquinas virtuales. + + (*) Ejemplos de usos. + + - Buffers circulares. + + (*) Referencias. + + +==================================== +MODELO ABSTRACTO DE ACCESO A MEMORIA +==================================== + +Considere el siguiente modelo abstracto del sistema: + + : : + : : + : : + +-------+ : +--------+ : +-------+ + | | : | | : | | + | | : | | : | | + | CPU 1 |<----->| Memoria|<----->| CPU 2 | + | | : | | : | | + | | : | | : | | + +-------+ : +--------+ : +-------+ + ^ : ^ : ^ + | : | : | + | : | : | + | : v : | + | : +--------+ : | + | : | | : | + | : | Disposi| : | + +---------->| tivo |<----------+ + : | | : + : | | : + : +--------+ : + : : + +Cada CPU ejecuta un programa que genera operaciones de acceso a la memoria. +En la CPU abstracta, el orden de las operaciones de memoria es muy +relajado, y una CPU en realidad puede realizar las operaciones de memoria +en el orden que desee, siempre que la causalidad del programa parezca +mantenerse. De manera similar, el compilador también puede organizar las +instrucciones que emite en el orden que quiera, siempre que no afecte al +funcionamiento aparente del programa. + +Entonces, en el diagrama anterior, los efectos de las operaciones de +memoria realizadas por un CPU son percibidos por el resto del sistema a +medida que las operaciones cruzan la interfaz entre la CPU y el resto del +sistema (las líneas discontinuas a puntos). + +Por ejemplo, considere la siguiente secuencia de eventos: + + CPU 1 CPU 2 + =============== =============== + { A == 1; B == 2 } + A = 3; x = B; + B = 4; y = A; + +El conjunto de accesos visto por el sistema de memoria en el medio se puede +organizar en 24 combinaciones diferentes (donde LOAD es cargar y STORE es +guardar): + +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, ... +... + +y por lo tanto puede resultar en cuatro combinaciones diferentes de +valores: + +x == 2, y == 1 +x == 2, y == 3 +x == 4, y == 1 +x == 4, y == 3 + +Además, los stores asignados por una CPU al sistema de memoria pueden no +ser percibidos por los loads realizados por otra CPU en el mismo orden en +que fueron realizados. + +Como otro ejemplo, considere esta secuencia de eventos: + + CPU 1 CPU 2 + =============== =============== + { A == 1, B == 2, C == 3, P == &A, Q == &C } + B = 4; Q = P; + P = &B; D = *Q; + +Aquí hay una dependencia obvia de la dirección, ya que el valor cargado en +D depende en la dirección recuperada de P por la CPU 2. Al final de la +secuencia, cualquiera de los siguientes resultados son posibles: + + (Q == &A) y (D == 1) + (Q == &B) y (D == 2) + (Q == &B) y (D == 4) + +Tenga en cuenta que la CPU 2 nunca intentará cargar C en D porque la CPU +cargará P en Q antes de emitir la carga de *Q. + +OPERACIONES DEL DISPOSITIVO +--------------------------- + +Algunos dispositivos presentan sus interfaces de control como colecciones +de ubicaciones de memoria, pero el orden en que se accede a los registros +de control es muy importante. Por ejemplo, imagine una tarjeta ethernet con +un conjunto de registros a los que se accede a través de un registro de +puerto de dirección (A) y un registro de datos del puerto (D). Para leer el +registro interno 5, el siguiente código podría entonces ser usado: + + *A = 5; + x = *D; + +pero esto podría aparecer como cualquiera de las siguientes dos secuencias: + + STORE *A = 5, x = LOAD *D + x = LOAD *D, STORE *A = 5 + +el segundo de las cuales casi con certeza resultará en mal funcionamiento, +ya que se estableció la dirección _después_ de intentar leer el registro. + + +GARANTÍAS +--------- + +Hay algunas garantías mínimas que se pueden esperar de una CPU: + + (*) En cualquier CPU dada, los accesos a la memoria dependiente se + emitirán en orden, con respeto a sí mismo. Esto significa que para: + + Q = READ_ONCE(P); D = READ_ONCE(*Q); + + donde READ_ONCE() es LEER_UNA_VEZ(), la CPU emitirá las siguientes + operaciones de memoria: + + Q = LOAD P, D = LOAD *Q + + y siempre en ese orden. Sin embargo, en DEC Alpha, READ_ONCE() también + emite una instrucción de barrera de memoria, de modo que una CPU DEC + Alpha, sin embargo emite las siguientes operaciones de memoria: + + Q = LOAD P, MEMORY_BARRIER, D = LOAD *Q, MEMORY_BARRIER + + Ya sea en DEC Alpha o no, READ_ONCE() también evita que el compilador + haga cosas inapropiadas. + + (*) Los loads y stores superpuestos dentro de una CPU en particular + parecerán ser ordenados dentro de esa CPU. Esto significa que para: + + a = READ_ONCE(*X); WRITE_ONCE(*X, b); + + donde WRITE_ONCE() es ESCRIBIR_UNA_VEZ(), la CPU solo emitirá la + siguiente secuencia de operaciones de memoria: + + a = LOAD *X, STORE *X = b + + Y para: + + WRITE_ONCE(*X, c); d = READ_ONCE(*X); + + la CPU solo emitirá: + + STORE *X = c, d = LOAD *X + + (Los loads y stores se superponen si están destinados a piezas + superpuestas de memoria). + +Y hay una serie de cosas que _deben_ o _no_ deben asumirse: + + (*) _No_debe_ asumirse que el compilador hará lo que usted quiera + con referencias de memoria que no están protegidas por READ_ONCE() y + WRITE ONCE(). Sin ellos, el compilador tiene derecho a hacer todo tipo + de transformaciones "creativas", que se tratan en la sección BARRERA + DEL COMPILADOR. + + (*) _No_debe_ suponerse que se emitirán loads y stores independientes + en el orden dado. Esto significa que para: + + X = *A; Y = *B; *D = Z; + + podemos obtener cualquiera de las siguientes secuencias: + + 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 + + (*) Se _debe_ suponer que los accesos de memoria superpuestos pueden + fusionarse o ser descartados. Esto significa que para: + + X = *A; Y = *(A + 4); + + podemos obtener cualquiera de las siguientes secuencias: + +X = LOAD *A; Y = LOAD *(A + 4); +Y = LOAD *(A + 4); X = LOAD *A; +{X, Y} = LOAD {*A, *(A + 4) }; + + Y para: + +*A = X; *(A + 4) = Y; + + podemos obtener cualquiera de: + +STORE *A = X; STORE *(A + 4) = Y; +STORE *(A + 4) = Y; STORE *A = X; +STORE {*A, *(A + 4) } = {X, Y}; + +Y hay anti-garantías: + +(*) Estas garantías no se aplican a los campos de bits, porque los + compiladores a menudo generan código para modificarlos usando + secuencias de lectura-modificación-escritura no atómica. No intente + utilizar campos de bits para sincronizar algoritmos paralelos. + +(*) Incluso en los casos en que los campos de bits están protegidos por + cerrojos (o "cerrojos", o "locks"), todos los componentes en un campo + de bits dado deben estar protegidos por un candado. Si dos campos en un + campo de bits dado están protegidos por diferentes locks, las + secuencias de lectura-modificación-escritura no atómicas del lock + pueden causar una actualización a una campo para corromper el valor de + un campo adyacente. + +(*) Estas garantías se aplican solo a escalares correctamente alineados y + dimensionados. De "tamaño adecuado" significa actualmente variables que + son del mismo tamaño que "char", "short", "int" y "long". + "Adecuadamente alineado" significa la alineación natural, por lo tanto, + no hay restricciones para "char", alineación de dos bytes para "short", + alineación de cuatro bytes para "int", y alineación de cuatro u ocho + bytes para "long", en sistemas de 32 y 64 bits, respectivamente. Tenga + en cuenta que estos garantías se introdujeron en el estándar C11, así + que tenga cuidado cuando utilice compiladores anteriores a C11 (por + ejemplo, gcc 4.6). La parte de la norma que contiene esta garantía es + la Sección 3.14, que define "ubicación de memoria" de la siguiente + manera: + + ubicación de memoria + ya sea un objeto de tipo escalar, o una secuencia máxima + de campos de bits adyacentes, todos con ancho distinto de cero + + NOTE 1: Dos hilos de ejecución pueden actualizar y acceder + ubicaciones de memoria separadas sin interferir entre + ellos. + + NOTE 2: Un campo de bits y un miembro adyacente que no es un campo de + bits están en ubicaciones de memoria separadas. Lo mismo sucede con + dos campos de bits, si uno se declara dentro de un declaración de + estructura anidada y el otro no, o si las dos están separados por una + declaración de campo de bits de longitud cero, o si están separados por + un miembro no declarado como campo de bits. No es seguro actualizar + simultáneamente dos campos de bits en la misma estructura si entre + todos los miembros declarados también hay campos de bits, sin importar + cuál resulta ser el tamaño de estos campos de bits intermedios. + + +================================== +¿QUÉ SON LAS BARRERAS DE MEMORIA? +================================== + +Como se puede leer arriba, las operaciones independientes de memoria se +realizan de manera efectiva en orden aleatorio, pero esto puede ser un +problema para la interacción CPU-CPU y para la E/S ("I/O"). Lo que se +requiere es alguna forma de intervenir para instruir al compilador y al +CPU para restringir el orden. + +Las barreras de memoria son este tipo de intervenciones. Imponen una +percepción de orden parcial, sobre las operaciones de memoria a ambos lados +de la barrera. + +Tal cumplimiento es importante porque las CPUs y otros dispositivos en un +sistema pueden usar una variedad de trucos para mejorar el rendimiento, +incluido el reordenamiento, diferimiento y combinación de operaciones de +memoria; cargas especulativas; predicción de "branches" especulativos y +varios tipos de almacenamiento en caché. Las barreras de memoria se +utilizan para anular o suprimir estos trucos, permitiendo que el código +controle sensatamente la interacción de múltiples CPU y/o dispositivos. + + +VARIEDADES DE BARRERA DE MEMORIA +--------------------------------- + +Las barreras de memoria vienen en cuatro variedades básicas: + + (1) Barreras de memoria al escribir o almacenar (Write or store memory + barriers). + + Una barrera de memoria de escritura garantiza que todas las + operaciones de STORE especificadas antes de que la barrera aparezca + suceden antes de todas las operaciones STORE especificadas después + de la barrera, con respecto a los otros componentes del sistema. + + Una barrera de escritura es un orden parcial solo en los stores; No + es requerido que tenga ningún efecto sobre los loads. + + Se puede considerar que una CPU envía una secuencia de operaciones de + store al sistema de memoria a medida que pasa el tiempo. Todos los + stores _antes_ de una barrera de escritura ocurrirán _antes_ de todos + los stores después de la barrera de escritura. + + [!] Tenga en cuenta que las barreras de escritura normalmente deben + combinarse con read o barreras de address-dependency barriers + (dependencia de dirección); consulte la subsección + "Emparejamiento de barreras smp". + + + (2) Barrera de dependencia de dirección (histórico). + + Una barrera de dependencia de dirección es una forma más débil de + barrera de lectura. En el caso de que se realicen dos loads de manera + que la segunda dependa del resultado de la primera (por ejemplo: el + primer load recupera la dirección a la que se dirigirá el segundo + load), una barrera de dependencia de dirección sería necesaria para + asegurarse de que el objetivo de la segunda carga esté actualizado + después de acceder a la dirección obtenida por la primera carga. + + Una barrera de dependencia de direcciones es una ordenación parcial en + laods de direcciones interdependientes; no se requiere que tenga + ningún efecto en los stores, ya sean cargas de memoria o cargas + de memoria superpuestas. + + Como se mencionó en (1), las otras CPU en el sistema pueden verse como + secuencias de stores en el sistema de memoria que la considerada CPU + puede percibir. Una barrera de dependencia de dirección emitida por + la CPU en cuestión garantiza que para cualquier carga que la preceda, + si esa carga toca alguna secuencia de stores de otra CPU, entonces + en el momento en que la barrera se complete, los efectos de todos los + stores antes del cambio del load serán perceptibles por cualquier + carga emitida después la barrera de la dependencia de la dirección. + + Consulte la subsección "Ejemplos de secuencias de barrera de memoria" + para ver los diagramas mostrando las restricciones de orden. + + [!] Tenga en cuenta que la primera carga realmente tiene que tener una + dependencia de _dirección_ y no es una dependencia de control. Si la + dirección para la segunda carga depende de la primera carga, pero la + dependencia es a través de un condicional en lugar de -en realidad- + cargando la dirección en sí, entonces es una dependencia de _control_ + y se requiere una barrera de lectura completa o superior. Consulte la + subsección "Dependencias de control" para más información. + + [!] Tenga en cuenta que las barreras de dependencia de dirección + normalmente deben combinarse con barreras de escritura; consulte la + subsección "Emparejamiento de barreras smp". + + [!] Desde el kernel v5.9, se eliminó la API del kernel para barreras + de memoria de direcciones explícitas. Hoy en día, las APIs para marcar + cargas de variables compartidas, como READ_ONCE() y rcu_dereference(), + proporcionan barreras de dependencia de dirección implícitas. + + (3) Barreras de memoria al leer o cargar (Read or load memory + barriers). + + Una barrera de lectura es una barrera de dependencia de direcciones, + más una garantía de que todas las operaciones de LOAD especificadas + antes de la barrera parecerán ocurrir antes de todas las operaciones + de LOAD especificadas después de la barrera con respecto a los demás + componentes del sistema. + + Una barrera de lectura es un orden parcial solo en cargas; no es + necesario que tenga ningún efecto en los stores. + + Las barreras de memoria de lectura implican barreras de dependencia de + direcciones, y por tanto puede sustituirlas por estas. + + [!] Tenga en mente que las barreras de lectura normalmente deben + combinarse con barreras de escritura; consulte la subsección + "Emparejamiento de barreras smp". + + (4) Barreras de memoria generales + + Una barrera de memoria general proporciona la garantía de que todas + las operaciones LOAD y STORE especificadas antes de que la barrera + aparezca suceden antes de que todas las operaciones LOAD y STORE + especificadas después de la barrera con respecto a los demás + componentes del sistema. + + Una barrera de memoria general es un orden parcial tanto en + operaciones de carga como de almacenamiento. + + Las barreras de memoria generales implican barreras de memoria tanto + de lectura como de escritura, de modo que pueden sustituir a + cualquiera. + +Y un par de variedades implícitas: + + (5) ACQUIRE (de adquisición). + + Esto actúa como una barrera permeable unidireccional. Garantiza que + toda las operaciones de memoria después de la operación ACQUIRE + parezcan suceder después de la ACQUIRE con respecto a los demás + componentes del sistema. Las operaciones ACQUIRE incluyen operaciones + LOCK y smp_load_acquire(), y operaciones smp_cond_load_acquire(). + + Las operaciones de memoria que ocurren antes de una operación ACQUIRE + pueden parecer suceder después de que se complete. + + Una operación ACQUIRE casi siempre debe estar emparejada con una + operación RELEASE (de liberación). + + + (6) Operaciones RELEASE (de liberación). + + Esto también actúa como una barrera permeable unidireccional. + Garantiza que todas las operaciones de memoria antes de la operación + RELEASE parecerán ocurrir antes de la operación RELEASE con respecto a + los demás componentes del sistema. Las operaciones de RELEASE incluyen + operaciones de UNLOCK y operaciones smp_store_release(). + + Las operaciones de memoria que ocurren después de una operación + RELEASE pueden parecer suceder antes de que se complete. + + El uso de las operaciones ACQUIRE y RELEASE generalmente excluye la + necesidad de otros tipos de barrera de memoria. Además, un par + RELEASE+ACQUIRE NO garantiza actuar como una barrera de memoria + completa. Sin embargo, después de un ACQUIRE de una variable dada, + todos los accesos a la memoria que preceden a cualquier anterior + RELEASE en esa misma variable están garantizados como visibles. En + otras palabras, dentro de la sección crítica de una variable dada, + todos los accesos de todas las secciones críticas anteriores para esa + variable habrán terminado de forma garantizada. + + Esto significa que ACQUIRE actúa como una operación mínima de + "adquisición" y RELEASE actúa como una operación mínima de + "liberación". + +Un subconjunto de las operaciones atómicas descritas en atomic_t.txt +contiene variantes de ACQUIRE y RELEASE, además de definiciones +completamente ordenadas o relajadas (sin barrera semántica). Para +composiciones atómicas que realizan tanto un load como store, la semántica +ACQUIRE se aplica solo a la carga y la semántica RELEASE se aplica sólo a +la parte de la operación del store. + +Las barreras de memoria solo son necesarias cuando existe la posibilidad de +interacción entre dos CPU o entre una CPU y un dispositivo. Si se puede +garantizar que no habrá tal interacción en ninguna pieza de código en +particular, entonces las barreras de memoria son innecesarias en ese +fragmento de código. + +Tenga en cuenta que estas son las garantías _mínimas_. Diferentes +arquitecturas pueden proporcionar garantías más sustanciales, pero no se +puede confiar en estas fuera de esa arquitectura en específico. + + +¿QUÉ NO SE PUEDE ASUMIR SOBRE LAS BARRERAS DE LA MEMORIA? +--------------------------------------------------------- + +Hay ciertas cosas que las barreras de memoria del kernel Linux no +garantizan: + + (*) No hay garantía de que ninguno de los accesos a la memoria + especificados antes de una barrera de memoria estará _completo_ al + completarse una instrucción de barrera de memoria; se puede considerar + que la barrera dibuja una línea en la cola de acceso del CPU que no + pueden cruzar los accesos del tipo correspondiente. + + (*) No hay garantía de que la emisión de una barrera de memoria en una CPU + tenga cualquier efecto directo en otra CPU o cualquier otro hardware + en el sistema. El efecto indirecto será el orden en que la segunda CPU + ve los efectos de los primeros accesos que ocurren de la CPU, pero lea + el siguiente argumento: + + (*) No hay garantía de que una CPU vea el orden correcto de los efectos + de los accesos de una segunda CPU, incluso _si_ la segunda CPU usa una + barrera de memoria, a menos que la primera CPU _también_ use una + barrera de memoria coincidente (vea el subapartado "Emparejamiento de + barrera SMP"). + + (*) No hay garantía de que alguna pieza intermedia fuera del hardware[*] + del CPU no reordenará los accesos a la memoria. Los mecanismos de + coherencia de caché del CPU deben propagar los efectos indirectos de + una barrera de memoria entre las CPU, pero es posible que no lo hagan + en orden. + + [*] Para obtener información sobre bus mastering DMA y coherencia, lea: + + Documentation/driver-api/pci/pci.rst + Documentation/core-api/dma-api-howto.rst + Documentation/core-api/dma-api.rst + + +BARRERA DE DEPENDENCIA DE DIRECCIÓN (HISTÓRICO) +----------------------------------------------- + +A partir de la versión 4.15 del kernel Linux, se agregó un smp_mb() a +READ_ONCE() para DEC Alpha, lo que significa que las únicas personas que +necesitan prestar atención a esta sección son aquellas que trabajan en el +código específico de la arquitectura DEC Alpha y aquellas que trabajan en +READ_ONCE() por dentro. Para aquellos que lo necesitan, y para aquellos que +estén interesados desde un punto de vista histórico, aquí está la historia +de las barreras de dependencia de dirección. + +[!] Si bien las dependencias de direcciones se observan tanto en carga a +carga como en relaciones de carga a store, las barreras de dependencia de +dirección no son necesarias para situaciones de carga a store. + +El requisito de las barreras de dependencia de dirección es un poco sutil, +y no siempre es obvio que sean necesarias. Para ilustrar, considere la +siguiente secuencia de eventos: + + CPU 1 CPU 2 + =============== =============== + { A == 1, B == 2, C == 3, P == &A, Q == &C } + B = 4; + <barrera de escritura> + WRITE_ONCE(P, &B); + Q = READ_ONCE_OLD(P); + D = *Q; + +[!] READ_ONCE_OLD() corresponde a READ_ONCE() del kernel anterior a 4.15, +que no implica una barrera de dependencia de direcciones. + +Hay una clara dependencia de dirección aquí, y parecería que al final de +la secuencia, Q debe ser &A o &B, y que: + + (Q == &A) implica (D == 1) + (Q == &B) implica (D == 4) + +¡Pero! La percepción de la CPU 2 de P puede actualizarse _antes_ de su +percepción de B, por lo tanto dando lugar a la siguiente situación: + + (Q == &B) y (D == 2) ???? + +Si bien esto puede parecer una falla en el mantenimiento de la coherencia +o la causalidad, no lo es, y este comportamiento se puede observar en +ciertas CPU reales (como DEC Alfa). + +Para lidiar con esto, READ_ONCE() proporciona una barrera de dependencia +de dirección implícita desde el lanzamiento del kernel v4.15: + + CPU 1 CPU 2 + =============== =============== + { A == 1, B == 2, C == 3, P == &A, Q == &C } + B = 4; + <barrera de escritura> + WRITE_ONCE(P, &B); + Q = READ_ONCE(P); + <barrera de dependencia de dirección implícita> + D = *Q; + +Esto refuerza la ocurrencia de una de las dos implicaciones, y previene la +tercera posibilidad de surgir. + + +[!] Tenga en cuenta que esta situación extremadamente contraria a la +intuición surge más fácilmente en máquinas con cachés divididos, de modo +que, por ejemplo, un banco de caché procesa líneas de caché pares y el otro +banco procesa líneas impares de caché. El puntero P podría almacenarse en +una línea de caché impar y la variable B podría almacenarse en una línea de +caché con número par. Entonces, si el banco de números pares de la memoria +caché de la CPU de lectura está extremadamente ocupado mientras que el +banco impar está inactivo, uno podría ver el nuevo valor del puntero P +(&B), pero el antiguo valor de la variable B (2). + + +No se requiere una barrera de dependencia de dirección para ordenar +escrituras dependientes porque las CPU que admite el kernel Linux no +escriben hasta que están seguros (1) de que la escritura realmente +sucederá, (2) de la ubicación de la escritura, y (3) del valor a escribir. +Pero, por favor, lea atentamente la sección "DEPENDENCIAS DEL CONTROL" y el +archivo Documentation/RCU/rcu_dereference.rst: el compilador puede romperse +y romper dependencias en muchas formas altamente creativas. + + CPU 1 CPU 2 + =============== =============== + { A == 1, B == 2, C = 3, P == &A, Q == &C } + B = 4; + <barrera de escritura> + WRITE_ONCE(P, &B); + Q = READ_ONCE_OLD(P); + WRITE_ONCE(*Q, 5); + +Por lo tanto, no se requiere ninguna barrera de dependencia de direcciones +para ordenar la lectura en Q con el load en *Q. En otras palabras, este +resultado está prohibido, incluso sin una barrera de dependencia de +dirección implícita del READ_ONCE() moderno: + + (Q == &B) && (B == 4) + +Tenga en cuenta que este patrón debe ser raro. Después de todo, el objetivo +del orden de dependencia es -prevenir- escrituras en la estructura de +datos, junto con los costosos errores de caché asociados con tales +escrituras. Este patrón se puede utilizar para registrar raras condiciones +de error y similares, y el orden natural de las CPUs evita que se pierdan +tales registros. + + +Tenga en cuenta que el orden proporcionado por una dependencia de dirección +es local para la CPU que lo contiene. Lea la sección sobre "Atomicidad +multicopia" para más información. + + +La barrera de dependencia de dirección es muy importante para el sistema +RCU, por ejemplo. Vea rcu_assign_pointer() y rcu_dereference() en +include/linux/rcupdate.h. Esto permite que el objetivo actual de un puntero +RCU sea reemplazado con un nuevo objetivo modificado, sin que el objetivo +del reemplazo parezca estar inicializado de manera incompleta. + +Consulte también la subsección sobre "Coherencia de caché" para obtener un +ejemplo más completo. + +DEPENDENCIAS DE CONTROL +----------------------- + +Las dependencias de control pueden ser un poco complicadas porque los +compiladores actuales no las entienden. El propósito de esta sección es +ayudarle a prevenir que la ignorancia del compilador rompa su código. + +Una dependencia de control load-load (de carga a carga) requiere una +barrera de memoria de lectura completa, no simplemente una barrera +(implícita) de dependencia de direcciones para que funcione correctamente. +Considere el siguiente fragmento de código: + + q = READ_ONCE(a); + <barrera implícita de dependencia de direcciones> + if (q) { + /* BUG: No hay dependencia de dirección!!! */ + p = READ_ONCE(b); + } + +Esto no tendrá el efecto deseado porque no hay una dependencia de dirección +real, sino más bien una dependencia de control que la CPU puede +cortocircuitar al intentar predecir el resultado por adelantado, para que +otras CPU vean la carga de b como si hubiera ocurrido antes que la carga de +a. En cuyo caso lo que realmente se requiere es: + + q = READ_ONCE(a); + if (q) { + <barrera de lectura> + p = READ_ONCE(b); + } + +Sin embargo, los stores no se especulan. Esto significa que ordenar -es- +provisto para dependencias de control de load-store, como en el siguiente +ejemplo: + + q = READ_ONCE(a); + if (q) { + WRITE_ONCE(b, 1); + } + +Las dependencias de control se emparejan normalmente con otros tipos de +barreras. Dicho esto, tenga en cuenta que ni READ_ONCE() ni WRITE_ONCE() +son opcionales! Sin READ_ONCE(), el compilador podría combinar la carga de +'a' con otras cargas de 'a'. Sin WRITE_ONCE(), el compilador podría +combinar el store de 'b' con otros stores de 'b'. Cualquiera de estos casos +puede dar lugar a efectos en el orden muy contrarios a la intuición. + +Peor aún, si el compilador puede probar (decir) que el valor de la +variable 'a' siempre es distinta de cero, estaría dentro de sus derechos +para optimizar el ejemplo original eliminando la declaración "if", como: + + q = a; + b = 1; /* BUG: Compilador y CPU pueden ambos reordernar!!! */ + +Así que no deje de lado READ_ONCE(). + +Es tentador tratar de hacer cumplir el orden en stores idénticos en ambos +caminos del "if" de la siguiente manera: + + q = READ_ONCE(a); + if (q) { + barrier(); + WRITE_ONCE(b, 1); + hacer_algo(); + } else { + barrier(); + WRITE_ONCE(b, 1); + hacer_otra_cosa(); + } + +Desafortunadamente, los compiladores actuales transformarán esto de la +siguiente manera en casos de alto nivel de optimización: + + q = READ_ONCE(a); + barrier(); + WRITE_ONCE(b, 1); /* BUG: No hay orden en load de a!!! */ + if (q) { + /* WRITE_ONCE(b, 1); -- movido arriba, BUG!!! */ + hacer_algo(); + } else { + /* WRITE_ONCE(b, 1); -- movido arriba, BUG!!! */ + hacer_otra_cosa(); + } + +Ahora no hay condicional entre la carga de 'a' y el store de 'b', lo que +significa que la CPU está en su derecho de reordenarlos: El condicional es +absolutamente necesario y debe estar presente en el código ensamblador +incluso después de que se hayan aplicado todas las optimizaciones del +compilador. Por lo tanto, si necesita ordenar en este ejemplo, necesita +explícitamente barreras de memoria, por ejemplo, smp_store_release(): + + + q = READ_ONCE(a); + if (q) { + smp_store_release(&b, 1); + hacer_algo(); + } else { + smp_store_release(&b, 1); + hacer_otra_cosa(); + } + +Por el contrario, sin barreras de memoria explícita, el control de un if +con dos opciones está garantizado solo cuando los stores difieren, por +ejemplo: + + q = READ_ONCE(a); + if (q) { + WRITE_ONCE(b, 1); + hacer_algo(); + } else { + WRITE_ONCE(b, 2); + hacer_otra_cosa(); + } + +Aún se requiere el inicial READ_ONCE() para evitar que el compilador toque +el valor de 'a'. + +Además, debe tener cuidado con lo que hace con la variable local 'q', de lo +contrario, el compilador podría adivinar el valor y volver a eliminar el +necesario condicional. Por ejemplo: + + q = READ_ONCE(a); + if (q % MAX) { + WRITE_ONCE(b, 1); + hacer_algo(); + } else { + WRITE_ONCE(b, 2); + hacer_otra_cosa(); + } + +Si MAX se define como 1, entonces el compilador sabe que (q % MAX) es igual +a cero, en cuyo caso el compilador tiene derecho a transformar el código +anterior en el siguiente: + + q = READ_ONCE(a); + WRITE_ONCE(b, 2); + hacer_otra_cosa(); + +Dada esta transformación, la CPU no está obligada a respetar el orden entre +la carga de la variable 'a' y el store de la variable 'b'. Es tentador +agregar una barrier(), pero esto no ayuda. El condicional se ha ido, y la +barrera no lo traerá de vuelta. Por lo tanto, si confia en este orden, debe +asegurarse de que MAX sea mayor que uno, tal vez de la siguiente manera: + + q = READ_ONCE(a); + BUILD_BUG_ON(MAX <= 1); /* Orden de carga de a con store de b */ + if (q % MAX) { + WRITE_ONCE(b, 1); + hacer_algo(); + } else { + WRITE_ONCE(b, 2); + hacer_otra_cosa(); + } + +Tenga en cuenta una vez más que los stores de 'b' difieren. Si fueran +idénticos, como se señaló anteriormente, el compilador podría sacar ese +store fuera de la declaración 'if'. + +También debe tener cuidado de no confiar demasiado en el cortocircuito +de la evaluación booleana. Considere este ejemplo: + + q = READ_ONCE(a); + if (q || 1 > 0) + WRITE_ONCE(b, 1); + +Debido a que la primera condición no puede fallar y la segunda condición es +siempre cierta, el compilador puede transformar este ejemplo de la +siguiente manera, rompiendo la dependencia del control: + + q = READ_ONCE(a); + WRITE_ONCE(b, 1); + +Este ejemplo subraya la necesidad de asegurarse de que el compilador no +pueda adivinar su código. Más generalmente, aunque READ_ONCE() fuerza +al compilador para emitir código para una carga dada, no fuerza al +compilador para usar los resultados. + +Además, las dependencias de control se aplican solo a la cláusula then y +la cláusula else de la sentencia if en cuestión. En particular, no se +aplica necesariamente al código que sigue a la declaración if: + + q = READ_ONCE(a); + if (q) { + WRITE_ONCE(b, 1); + } else { + WRITE_ONCE(b, 2); + } + WRITE_ONCE(c, 1); /* BUG: No hay orden para la lectura de 'a'. */ + +Es tentador argumentar que, de hecho, existe un orden porque el compilador +no puede reordenar accesos volátiles y tampoco puede reordenar escrituras +en 'b' con la condición. Desafortunadamente para esta línea de +razonamiento, el compilador podría compilar las dos escrituras en 'b' como +instrucciones de movimiento condicional, como en este fantástico idioma +pseudo-ensamblador: + + ld r1,a + cmp r1,$0 + cmov,ne r4,$1 + cmov,eq r4,$2 + st r4,b + st $1,c + +Una CPU débilmente ordenada no tendría dependencia de ningún tipo entre la +carga de 'a' y el store de 'c'. Las dependencias de control se extenderían +solo al par de instrucciones cmov y el store dependiente de ellas. En +resumen, las dependencias de control se aplican solo a los stores en la +cláusula then y la cláusula else de la sentencia if en cuestión (incluidas +las funciones invocado por esas dos cláusulas), no al código que sigue a +esa declaración if. + + +Tenga muy en cuenta que el orden proporcionado por una dependencia de +control es local a la CPU que lo contiene. Vea el apartado de "Atomicidad +multicopia" para más información. + + +En resumen: + + (*) Las dependencias de control pueden ordenar cargas anteriores para + stores posteriores. Sin embargo, no garantizan ningún otro tipo de + orden: No cargas previas contra cargas posteriores, ni + almacenamientos previos y luego nada. Si necesita tales formas de + orden, use smp_rmb(), smp_wmb() o, en el caso de stores anteriores y + cargas posteriores, smp_mb(). + + (*) Si ambos caminos de la declaración "if" comienzan con stores + idénticos de la misma variable, entonces esos stores deben ser + ordenados, ya sea precediéndoles a ambos con smp_mb() o usando + smp_store_release() para realizar el store. Tenga en cuenta que -no- + es suficiente usar barrier() al comienzo de cada caso de la + declaración "if" porque, como se muestra en el ejemplo anterior, la + optimización de los compiladores puede destruir la dependencia de + control respetando al pie de la letra la ley de barrier(). + + (*) Las dependencias de control requieren al menos un condicional en + tiempo de ejecución entre la carga anterior y el almacenamiento + posterior, y este condicional debe implicar la carga previa. Si el + compilador es capaz de optimizar el condicional y quitarlo, también + habrá optimizado el ordenar. El uso cuidadoso de READ_ONCE() y + WRITE_ONCE() puede ayudar a preservar el necesario condicional. + + (*) Las dependencias de control requieren que el compilador evite + reordenar las dependencia hasta su inexistencia. El uso cuidadoso de + READ_ONCE() o atomic{,64}_read() puede ayudarle a preservar la + dependencia de control. Consulte la sección BARRERA DEL COMPILADOR + para obtener más información al respecto. + + (*) Las dependencias de control se aplican solo a la cláusula then y la + cláusula else de la sentencia "if" que contiene la dependencia de + control, incluyendo cualquier función a la que llamen dichas dos + cláusulas. Las dependencias de control no se aplican al código que + sigue a la instrucción if que contiene la dependencia de control. + + (*) Las dependencias de control se emparejan normalmente con otros tipos + de barreras. + + (*) Las dependencias de control no proporcionan atomicidad multicopia. Si + usted necesita todas las CPU para ver un store dado al mismo tiempo, + emplee smp_mb(). + + (*) Los compiladores no entienden las dependencias de control. Por lo + tanto es su trabajo asegurarse de que no rompan su código. + + +EMPAREJAMIENTO DE BARRERAS SMP +------------------------------ + +Cuando se trata de interacciones CPU-CPU, ciertos tipos de barrera de +memoria deben estar siempre emparejados. La falta del apropiado +emparejamiento es casi seguro un error. + +Las barreras generales se emparejan entre sí, aunque también se emparejan +con la mayoría de otro tipo de barreras, aunque sin atomicidad multicopia. +Una barrera de adquisición se empareja con una barrera de liberación, pero +ambas también pueden emparejarse con otras barreras, incluidas, por +supuesto, las barreras generales. Una barrera de escritura se empareja con +una barrera de dependencia de dirección, una dependencia de control, una +barrera de adquisición, una barrera de liberación, una barrera de lectura +o una barrera general. Del mismo modo, una barrera de lectura se empareja +con una de dependencia de control o barrera de dependencia de dirección con +una barrera de escritura, una barrera de adquisición, una barrera de +liberación o una barrera general: + + CPU 1 CPU 2 + =============== =============== + WRITE_ONCE(a, 1); + <barrera de escritura> + WRITE_ONCE(b, 2); x = READ_ONCE(b); + <barrera de lectura> + y = READ_ONCE(a); + +O bien: + + CPU 1 CPU 2 + =============== =============================== + a = 1; + <barrera de escritura> + WRITE_ONCE(b, &a); x = READ_ONCE(b); + <barrera de dependencia de dirección implícita> + y = *x; + +O incluso: + + CPU 1 CPU 2 + =============== =============================== + r1 = READ_ONCE(y); + <barrera general> + WRITE_ONCE(x, 1); if (r2 = READ_ONCE(x)) { + <barrera de control implícita> + WRITE_ONCE(y, 1); + } + + assert(r1 == 0 || r2 == 0); + +Básicamente, la barrera de lectura siempre tiene que estar ahí, aunque +puede ser del tipo "más débil". + +[!] Tenga en cuenta que normalmente se esperaría que los stores antes de la +barrera de escritura se hagan coincidir con los stores después de la +barrera de lectura o la barrera de dependencia de dirección, y viceversa: + + CPU 1 CPU 2 + =================== =================== + WRITE_ONCE(a, 1); }---- --->{ v = READ_ONCE(c); + WRITE_ONCE(b, 2); } \ / { w = READ_ONCE(d); + <barrera de escritura> \ <barrera de lectura> + WRITE_ONCE(c, 3); } / \ { x = READ_ONCE(a); + WRITE_ONCE(d, 4); }---- --->{ y = READ_ONCE(b); + + +EJEMPLOS DE SECUENCIAS DE BARRERA DE MEMORIA +-------------------------------------------- + +En primer lugar, las barreras de escritura actúan como orden parcial en las +operaciones de store. Considere la siguiente secuencia de eventos: + + CPU 1 + ======================= + STORE A = 1 + STORE B = 2 + STORE C = 3 + <barrera de escritura> + STORE D = 4 + STORE E = 5 + +Esta secuencia de eventos es finalizado para con el sistema de coherencia +de memoria en un orden que el resto del sistema podría percibir como el +conjunto desordenado { STORE A, STORE B, STORE C} todo ocurriendo antes del +conjunto desordenado { STORE D, STORE E}: + + + +-------+ : : + | | +------+ + | |------>| C=3 | } /\ + | | : +------+ }----- \ -----> Eventos perceptibles para + | | : | A=1 | } \/ el resto del sistema + | | : +------+ } + | CPU 1 | : | B=2 | } + | | +------+ } + | | wwwwwwwwwwwwwwww } <--- En este momento la barrera de + | | +------+ } escritura requiere que todos los + | | : | E=5 | } stores anteriores a la barrera + | | : +------+ } sean confirmados antes de que otros + | |------>| D=4 | } store puedan suceder + | | +------+ + +-------+ : : + | + | Secuencia por la cual los stores son confirmados al + | sistema de memoria por parte del CPU 1 + V + +En segundo lugar, las barreras de dependencia de dirección actúan como +órdenes parciales sobre la dirección de cargas dependientes. Considere la +siguiente secuencia de eventos: + + CPU 1 CPU 2 + ======================= ======================= + { B = 7; X = 9; Y = 8; C = &Y } + STORE A = 1 + STORE B = 2 + <barrera de escritura> + STORE C = &B LOAD X + STORE D = 4 LOAD C (consigue &B) + LOAD *C (lee B) + +Sin intervención, la CPU 2 puede percibir los eventos en la CPU 1 en orden +aleatorio a efectos prácticos, a pesar de la barrera de escritura emitida +por la CPU 1: + + +-------+ : : : : + | | +------+ +-------+ | Secuencia de + | |------>| B=2 |----- --->| Y->8 | | actualizado de + | | : +------+ \ +-------+ | percepción en CPU 2 + | CPU 1 | : | A=1 | \ --->| C->&Y | V + | | +------+ | +-------+ + | | wwwwwwwwwwwwwwww | : : + | | +------+ | : : + | | : | C=&B |--- | : : +-------+ + | | : +------+ \ | +-------+ | | + | |------>| D=4 | ----------->| C->&B |------>| | + | | +------+ | +-------+ | | + +-------+ : : | : : | | + | : : | | + | : : | CPU 2 | + | +-------+ | | + Percepción de B ---> | | B->7 |------>| | + aparentemente incorrecta! | +-------+ | | + | : : | | + | +-------+ | | + La carga de X frena ---> \ | X->9 |------>| | + el mantenimiento de \ +-------+ | | + la coherencia de B ----->| B->2 | +-------+ + +-------+ + : : + + +En el ejemplo anterior, la CPU 2 percibe que B es 7, a pesar de la carga de +*C (que sería B) viniendo después del LOAD de C. + +Sin embargo, si se colocara una barrera de dependencia de dirección entre +la carga de C y la carga de *C (es decir: B) en la CPU 2: + + CPU 1 CPU 2 + ======================= ======================= + { B = 7; X = 9; Y = 8; C = &Y } + STORE A = 1 + STORE B = 2 + <barrera de escritura> + STORE C = &B LOAD X + STORE D = 4 LOAD C (consigue &B) + <barrera de dependencia de dirección> + LOAD *C (reads B) + +entonces ocurrirá lo siguiente: + + +-------+ : : : : + | | +------+ +-------+ + | |------>| B=2 |----- --->| Y->8 | + | | : +------+ \ +-------+ + | CPU 1 | : | A=1 | \ --->| C->&Y | + | | +------+ | +-------+ + | | wwwwwwwwwwwwwwww | : : + | | +------+ | : : + | | : | C=&B |--- | : : +-------+ + | | : +------+ \ | +-------+ | | + | |------>| D=4 | ----------->| C->&B |------>| | + | | +------+ | +-------+ | | + +-------+ : : | : : | | + | : : | | + | : : | CPU 2 | + | +-------+ | | + | | X->9 |------>| | + | +-------+ | | + Se asegura de que ---> \ aaaaaaaaaaaaaaaaa | | + los efectos anteriores al \ +-------+ | | + store de C sean percibidos ----->| B->2 |------>| | + por los siguientes loads +-------+ | | + : : +-------+ + + +Y en tercer lugar, una barrera de lectura actúa como un orden parcial sobre +las cargas. Considere la siguiente secuencia de eventos: + + CPU 1 CPU 2 + ======================= ======================= + { A = 0, B = 9 } + STORE A=1 + <barrera de escritura> + STORE B=2 + LOAD B + LOAD A + +Sin intervención, la CPU 2 puede elegir percibir los eventos en la CPU 1 en +algún orden aleatorio a efectos prácticos, a pesar de la barrera de +escritura emitida por la CPU 1: + + +-------+ : : : : + | | +------+ +-------+ + | |------>| A=1 |------ --->| A->0 | + | | +------+ \ +-------+ + | CPU 1 | wwwwwwwwwwwwwwww \ --->| B->9 | + | | +------+ | +-------+ + | |------>| B=2 |--- | : : + | | +------+ \ | : : +-------+ + +-------+ : : \ | +-------+ | | + ---------->| B->2 |------>| | + | +-------+ | CPU 2 | + | | A->0 |------>| | + | +-------+ | | + | : : +-------+ + \ : : + \ +-------+ + ---->| A->1 | + +-------+ + : : + +Sin embargo, si se colocara una barrera de lectura entre la carga de B y la +carga de A en la CPU 2: + + CPU 1 CPU 2 + ======================= ======================= + { A = 0, B = 9 } + STORE A=1 + <barrera de escritura> + STORE B=2 + LOAD B + <barrera de lectura> + LOAD A + +entonces el orden parcial impuesto por la CPU 1 será percibido +correctamente por la CPU 2: + + +-------+ : : : : + | | +------+ +-------+ + | |------>| A=1 |------ --->| A->0 | + | | +------+ \ +-------+ + | CPU 1 | wwwwwwwwwwwwwwww \ --->| B->9 | + | | +------+ | +-------+ + | |------>| B=2 |--- | : : + | | +------+ \ | : : +-------+ + +-------+ : : \ | +-------+ | | + ---------->| B->2 |------>| | + | +-------+ | CPU 2 | + | : : | | + | : : | | + En este punto la barrera ----> \ rrrrrrrrrrrrrrrrr | | + de lectura consigue que \ +-------+ | | + todos los efectos anteriores ---->| A->1 |------>| | + al almacenamiento de B sean +-------+ | | + perceptibles por la CPU 2 : : +-------+ + + +Para ilustrar esto de manera más completa, considere lo que podría pasar si +el código contenía una carga de A a cada lado de la barrera de lectura: + + CPU 1 CPU 2 + ======================= ======================= + { A = 0, B = 9 } + STORE A=1 + <barrera de escritura> + STORE B=2 + LOAD B + LOAD A [primer load de A] + <rbarrera de lectura> + LOAD A [segundo load de A] + +Aunque las dos cargas de A ocurren después de la carga de B, ambas pueden +obtener diferentes valores: + + +-------+ : : : : + | | +------+ +-------+ + | |------>| A=1 |------ --->| A->0 | + | | +------+ \ +-------+ + | CPU 1 | wwwwwwwwwwwwwwww \ --->| B->9 | + | | +------+ | +-------+ + | |------>| B=2 |--- | : : + | | +------+ \ | : : +-------+ + +-------+ : : \ | +-------+ | | + ---------->| B->2 |------>| | + | +-------+ | CPU 2 | + | : : | | + | : : | | + | +-------+ | | + | | A->0 |------>| 1st | + | +-------+ | | + En este punto la barrera ----> \ rrrrrrrrrrrrrrrrr | | + de lectura consigue que \ +-------+ | | + todos los efectos anteriores ---->| A->1 |------>| | + al almacenamiento de B sean +-------+ | | + perceptibles por la CPU 2 : : +-------+ + +Pero puede ser que la actualización a A desde la CPU 1 se vuelva +perceptible para la CPU 2 antes de que la barrera de lectura se complete de +todos modos: + + +-------+ : : : : + | | +------+ +-------+ + | |------>| A=1 |------ --->| A->0 | + | | +------+ \ +-------+ + | CPU 1 | wwwwwwwwwwwwwwww \ --->| B->9 | + | | +------+ | +-------+ + | |------>| B=2 |--- | : : + | | +------+ \ | : : +-------+ + +-------+ : : \ | +-------+ | | + ---------->| B->2 |------>| | + | +-------+ | CPU 2 | + | : : | | + \ : : | | + \ +-------+ | | + ---->| A->1 |------>| 1st | + +-------+ | | + rrrrrrrrrrrrrrrrr | | + +-------+ | | + | A->1 |------>| 2nd | + +-------+ | | + : : +-------+ + +La garantía es que la segunda carga siempre dará como resultado A == 1 si +la carga de B resultó en B == 2. No existe tal garantía para la primera +carga de A; esto puede dar como resultado A == 0 o A == 1. + + +BARRERAS DE MEMORIA DE LECTURA FRENTE A ESPECULACIÓN DE CARGA +------------------------------------------------------------- + +Muchas CPU especulan con las cargas: es decir, ven que necesitarán cargar +un elemento de la memoria, y encuentran un momento en el que no están +usando el bus para ningún otra carga, y también en la carga por adelantado, +aunque en realidad no lo hayan llegado a ese punto en el flujo de ejecución +de instrucciones todavía. Esto permite que la instrucción de carga real +potencialmente complete de inmediato, porque la CPU ya tiene el valor a +mano. + +Puede resultar que la CPU en realidad no necesitara el valor, tal vez +porque una condición eludió la carga, en cuyo caso puede descartar el valor +o simplemente almacenar en caché para su uso posterior. + +Considere: + + CPU 1 CPU 2 + ======================= ======================= + LOAD B + DIVIDE } Instrucciones de división + DIVIDE } tardan mucho en terminar + LOAD A + +donde DIVIDE es DIVIDIR. Que podría aparecer como esto: + + : : +-------+ + +-------+ | | + --->| B->2 |------>| | + +-------+ | CPU 2 | + : :DIVIDE | | + +-------+ | | + La CPU ocupada con la división ---> --->| A->0 |~~~~ | | + especula sobre el LOAD de A +-------+ ~ | | + : : ~ | | + : :DIVIDE | | + : : ~ | | + Una vez completadas las divisiones --> : : ~-->| | + la CPU puede realizar el : : | | + LOAD con efecto inmediato : : +-------+ + + +Colocando una barrera de lectura o una barrera de dependencia de dirección +justo antes de la segundo carga: + + + + CPU 1 CPU 2 + ======================= ======================= + LOAD B + DIVIDE + DIVIDE + <rbarrera de lectura> + LOAD A + +obligará a reconsiderar cualquier valor obtenido especulativamente en una +medida dependiente del tipo de barrera utilizada. Si no se hizo ningún +cambio en la ubicación de memoria especulada, entonces el valor especulado +solo se usará: + + : : +-------+ + +-------+ | | + --->| B->2 |------>| | + +-------+ | CPU 2 | + : :DIVIDE | | + +-------+ | | + La CPU ocupada con la división ---> --->| A->0 |~~~~ | | + especula sobre el LOAD de A +-------+ ~ | | + : : ~ | | + : :DIVIDE | | + : : ~ | | + : : ~ | | + rrrrrrrrrrrrrrrr~ | | + : : ~ | | + : : ~-->| | + : : | | + : : +-------+ + + +pero si había una actualización o una invalidación de otra CPU pendiente, +entonces la especulación será cancelada y el valor recargado: + + : : +-------+ + +-------+ | | + --->| B->2 |------>| | + +-------+ | CPU 2 | + : :DIVIDE | | + +-------+ | | + La CPU ocupada con la división ---> --->| A->0 |~~~~ | | + especula sobre el LOAD de A +-------+ ~ | | + : : ~ | | + : :DIVIDE | | + : : ~ | | + : : ~ | | + rrrrrrrrrrrrrrrrr | | + +-------+ | | + La especulación es descartada ---> --->| A->1 |------>| | + y un valor actualizado +-------+ | | + es conseguido : : +-------+ + +ATOMICIDAD MULTICOPIA +--------------------- + +La atomicidad multicopia es una noción profundamente intuitiva sobre el +orden que no es siempre proporcionada por los sistemas informáticos reales, +a saber, que un determinada store se vuelve visible al mismo tiempo para +todos las CPU o, alternativamente, que todas las CPU acuerdan el orden en +que todos los stores se vuelven visibles. Sin embargo, el soporte para +atomicidad multicopia completa descartaría valiosas optimizaciones +hardware, por lo que una versión más débil conocida como ``otra atomicidad +multicopia'' en cambio, solo garantiza que un store dado se vuelva visible +al mismo tiempo en todas las -otras- CPUs. El resto de este documento +discute esta versión más débil, pero por brevedad lo llamaremos simplemente +``atomicidad multicopia''. + +El siguiente ejemplo demuestra la atomicidad multicopia: + + CPU 1 CPU 2 CPU 3 + ======================= ======================= ======================= + { X = 0, Y = 0 } + STORE X=1 r1=LOAD X (reads 1) LOAD Y (reads 1) + <barrera general> <barrera de lectura> + STORE Y=r1 LOAD X + +Suponga que la carga de la CPU 2 desde X devuelve 1, que luego almacena en +Y, y la carga de la CPU 3 desde Y devuelve 1. Esto indica que el store de +la CPU 1 a X precede a la carga de la CPU 2 desde X y el store de esa CPU 2 +a Y precede la carga de la CPU 3 desde Y. Además, las barreras de memoria +garantizan que la CPU 2 ejecuta su carga antes que su almacenamiento, y la +CPU 3 carga desde Y antes de cargar desde X. La pregunta entonces es +"¿Puede la carga de la CPU 3 desde X devolver 0?" + +Debido a que la carga de la CPU 3 desde X en cierto sentido viene después +de la carga de la CPU 2, es natural esperar que la carga de la CPU 3 desde +X deba devolver 1. Esta expectativa se deriva de la atomicidad multicopia: +si una carga que se ejecuta en la CPU B sigue una carga de la misma +variable que se ejecuta en la CPU A (y la CPU A no almacenó originalmente +el valor que leyó), entonces en sistemas atómicos multicopia, la carga de +la CPU B debe devolver el mismo valor que hizo la carga de la CPU A o algún +valor posterior. Sin embargo, el kernel Linux no requiere que los sistemas +sean atómicos multicopia. + +El uso de una barrera de memoria general en el ejemplo anterior compensa +cualquier falta de atomicidad multicopia. En el ejemplo, si la carga de la +CPU 2 de X devuelve 1 y la carga de la CPU 3 de Y devuelve 1, entonces la +carga de la CPU 3 desde X debe de hecho también devolver 1. + +Sin embargo, las dependencias, las barreras de lectura y las barreras de +escritura no siempre son capaces de compensar la atomicidad no multicopia. +Por ejemplo, supongamos que la barrera general de la CPU 2 se elimina del +ejemplo anterior, dejando solo la dependencia de datos que se muestra a +continuación: + + CPU 1 CPU 2 CPU 3 + ======================= ======================= ======================= + { X = 0, Y = 0 } + STORE X=1 r1=LOAD X (escribe 1) LOAD Y (lee 1) + <dependencia de datos> <barrera de lectura> + STORE Y=r1 LOAD X (lee 0) + +Esta sustitución permite que la atomicidad no multicopia se desenfrene: en +este ejemplo, es perfectamente legal que la carga de la CPU 2 desde X +devuelva 1, la carga de la CPU 3 desde Y devuelva 1, y su carga desde X +tenga valor 0. + +El punto clave es que aunque la dependencia de datos de la CPU 2 ordena su +carga y store, no garantiza ordenar el store de la CPU 1. De forma que, si +este ejemplo se ejecuta en un sistema atómico no multicopia donde las CPU 1 +y 2 comparten un buffer de almacenamiento o un nivel de caché, la CPU 2 +podría tener acceso anticipado de escritura a CPU 1. Por lo tanto, se +requieren barreras generales para garantizar que todas las CPU acurden el +orden combinado de accesos múltiples. + +Las barreras generales pueden compensar no solo la atomicidad no +multicopia, pero también pueden generar orden adicional que puede asegurar +que -todas- las CPU percibirán el mismo orden de -todas- las operaciones. +Por el contrario, una cadena de parejas de liberación-adquisición no +proporciona este orden adicional, lo que significa que solo se garantiza +que las CPU de la cadena estén de acuerdo en el orden combinado de los +accesos. Por ejemplo, cambiando a código C en deferencia al fantasma de +Herman Hollerith: + + 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); + } + +Dado que cpu0(), cpu1() y cpu2() participan en una cadena de parejas +smp_store_release()/smp_load_acquire(), el siguiente resultado estaría +prohibido: + + r0 == 1 && r1 == 1 && r2 == 1 + +Además, debido a la relación liberación-adquisición entre cpu0() y cpu1(), +cpu1() debe ver las escrituras de cpu0(), de modo que el siguiente +resultado estaría prohibido: + + r1 == 1 && r5 == 0 + +Sin embargo, el orden proporcionado por una cadena de +liberación-adquisición es local a las CPU que participan en esa cadena y no +se aplica a cpu3(), al menos aparte de los stores. Por lo tanto, es posible +el siguiente resultado: + + r0 == 0 && r1 == 1 && r2 == 1 && r3 == 0 && r4 == 0 + +Por otro lado, también el siguiente resultado es posible: + + r0 == 0 && r1 == 1 && r2 == 1 && r3 == 0 && r4 == 0 && r5 == 1 + +Aunque cpu0(), cpu1() y cpu2() verán sus respectivas lecturas y escrituras +en orden, las CPU que no participan en la cadena de liberación-adquisición +pueden estar en desacuerdo con el orden. Este desacuerdo se debe al hecho +de que las instrucciones de barrera de memoria débiles utilizadas para +implementar smp_load_acquire() y smp_store_release() no son necesarios para +ordenar stores anteriores contra cargas posteriores en todos los casos. +Esto significa que cpu3() puede ver el store de cpu0() suceder -después- de +la carga de cpu1() desde v, aunque tanto cpu0() como cpu1() están de +acuerdo en que estas dos operaciones ocurrieron en el orden previsto. + +Sin embargo, tenga en cuenta que smp_load_acquire() no es mágico. En +particular, simplemente lee de su argumento en orden. Es decir, -no- +asegura que se leerá cualquier valor en particular. Por lo tanto, los +siguiente resultados son posibles: + + r0 == 0 && r1 == 0 && r2 == 0 && r5 == 0 + +Tenga en cuenta que este resultado puede ocurrir incluso en un mítico +sistema, consistente en secuencia, donde nunca se reordena nada. + +Para reiterar, si su código requiere un orden completo de todas las +operaciones, utilice barreras generales en todo momento. + + +============================== +BARRERAS EXPLÍCITAS DEL KERNEL +============================== + +El kernel Linux tiene una variedad de diferentes barreras que actúan a +diferentes niveles: + + (*) Barrera del compilador. + + (*) Barreras de memoria de la CPU. + + +BARRERA DEL COMPILADOR +----------------------- + +El kernel de Linux tiene una función de barrera del compilador explícita +que evita que el el compilador mueva los accesos a la memoria de cualquier +lado al otro: + + barrier(); + +Esta es una barrera general: no hay variantes de barrier() para casos de +lectura-lectura o escritura-escritura. Sin embargo, READ_ONCE() y +WRITE_ONCE() pueden ser considerado como formas débiles de barrier() que +afectan solo específicos accesos marcados por READ_ONCE() o WRITE_ONCE(). + +La función barrier() produce los siguientes efectos: + + (*) Evita que el compilador reordene los accesos tras barrier() para + preceder a cualquier acceso que preceda a barrier(). Un ejemplo de uso + de esta propiedad es facilitar la comunicación entre código del + interrupt-handler (encargo de gestionar interrupciones) y el código + que fue interrumpido. + + (*) Dentro de un bucle ("loop"), obliga al compilador a cargar las + variables utilizadas en ese loop condicional en cada paso a través de + ese loop. + +Las funciones READ_ONCE() y WRITE_ONCE() pueden evitar cualquier cantidad +de optimizaciones que, si bien son perfectamente seguras en código de un +solo subproceso, pueden resultar fatales en código concurrente. Aquí hay +algunos ejemplos de tal tipo de optimizaciones: + +(*) El compilador está en su derecho de reordenar cargas y stores de la + misma variable, y en algunos casos, la CPU está dentro de su + derecho de reordenar cargas a la misma variable. Esto significa que + el siguiente código: + + a[0] = x; + a[1] = x; + + Podría resultar en un valor más antiguo de x almacenado en a[1] que en + a[0]. Evite que tanto el compilador como la CPU hagan esto de la + siguiente manera: + + a[0] = READ_ONCE(x); + a[1] = READ_ONCE(x); + + En resumen, READ_ONCE() y WRITE_ONCE() proporcionan coherencia de + caché para accesos desde múltiples CPUs a una sola variable. + + (*) El compilador tiene derecho a juntar cargas sucesivas de la misma + variable. Tal fusión puede hacer que el compilador "optimice" el + siguiente código: + + while (tmp = a) + hacer_algo_con(tmp); + + en el siguiente código, que, aunque en cierto sentido es legítimo + para un código de un solo subproceso, es casi seguro que no es lo + que el desarrollador pretendía: + + if (tmp = a) + for (;;) + hacer_algo_con(tmp); + + Use READ_ONCE() para evitar que el compilador le haga esto: + + while (tmp = READ_ONCE(a)) + hacer_algo_con(tmp); + + (*) El compilador tiene derecho a recargar una variable, por ejemplo, + en los casos en que la alta presión de los registros impida que el + compilador mantenga todos los datos de interés en registros. El + compilador podría por lo tanto, optimizar la variable 'tmp' de nuestro + ejemplo anterior: + + while (tmp = a) + hacer_algo_con(tmp); + + Esto podría resultar en el siguiente código, que es perfectamente + seguro en código de subproceso único, pero puede ser fatal en código + concurrente: + + while (a) + hacer_algo_con(a); + + Por ejemplo, la versión optimizada de este código podría resultar en + pasar un cero a hacer_algo_con() en el caso de que la variable a sea + modificada por alguna otra CPU, entre la instrucción "while" y la + llamada a hacer_algo_con(). + + De nuevo, use READ_ONCE() para evitar que el compilador haga esto: + + while (tmp = READ_ONCE(a)) + hacer_algo_con(tmp); + + Tenga en cuenta que si el compilador se queda sin registros, podría + guardar tmp en la pila ("stack"). El overhead (coste en eficiencia) de + este guardado y posterior restauración es por lo que los compiladores + recargan las variables. Hacerlo es perfectamente seguro para código de + subproceso único, por lo que debe informar al compilador sobre los + casos donde no sea seguro. + + (*) El compilador está en su derecho de omitir una carga por completo si + sabe cual será su valor. Por ejemplo, si el compilador puede probar + que el valor de la variable 'a' siempre es cero, puede optimizar este + código: + + while (tmp = a) + hacer_algo_con(tmp); + + En esto: + + do { } while (0); + + Esta transformación es una victoria para un código de un solo + subproceso, porque se deshace de una carga y un branch. El problema es + que el compilador llevará a cabo su prueba asumiendo que la CPU actual + es la única actualizando la variable 'a'. Si la variable 'a' es + compartida, entonces la prueba del compilador será errónea. Use + READ_ONCE() para decirle al compilador que no sabe tanto como cree: + + while (tmp = READ_ONCE(a)) + hacer_algo_con(tmp); + + Pero, por favor, tenga en cuenta que el compilador también está + observando de cerca lo que usted hace con el valor después de + READ_ONCE(). Por ejemplo, suponga que Ud. hace lo siguiente y MAX es + una macro de preprocesador con el valor 1: + + while ((tmp = READ_ONCE(a)) % MAX) + hacer_algo_con(tmp); + + Entonces el compilador sabe que el resultado del operador "%" aplicado + a MAX siempre será cero, nuevamente permitiendo que el compilador + optimice el código hasta su casi inexistencia. (Aún se cargará desde + la variable 'a'.) + + (*) De manera similar, el compilador tiene derecho a omitir un store por + completo si sabe que la variable ya tiene el valor almacenado. + Nuevamente, el compilador asume que la CPU actual es la única que + almacena la variable, lo que puede hacer que el compilador haga + algo incorrecto para las variables compartidas. Por ejemplo, suponga + que tiene lo siguiente: + + a = 0; + ... Código que no almacena la variable a ... + a = 0; + + El compilador observa que el valor de la variable 'a' ya es cero, por + lo que bien podría omitir el segundo store. Esto supondría una fatal + sorpresa, si alguna otra CPU hubiera almacenado la variable 'a' + mientras tanto. + + Use WRITE_ONCE() para evitar que el compilador haga este tipo de + suposición equivocada: + + WRITE_ONCE(a, 0); + ... Código que no almacena la variable a ... + WRITE_ONCE(a, 0); + + (*) El compilador tiene derecho a reordenar los accesos a memoria a menos + que le diga que no. Por ejemplo, considere la siguiente interacción + entre el código de nivel de proceso y un controlador de interrupción: + + void nivel_de_procesamiento(void) + { + msg = ACQUIRE_mensaje(); + flag = true; + } + + void controlador_interrupcion(void) + { + if (flag) + procesar_mensaje(msg); + } + + No hay nada que impida que el compilador transforme + nivel_de_procesamiento() a lo siguiente, que de hecho, bien podría ser + una victoria para código de un solo subproceso: + + void nivel_de_procesamiento(void) + { + flag = true; + msg = ACQUIRE_mensaje(); + } + + Si la interrupción ocurre entre estas dos declaraciones, entonces + controlador_interrupcion() podría recibir un mensaje ilegible. Use + READ_ONCE() para evitar esto de la siguiente manera: + + void nivel_de_procesamiento(void) + { + WRITE_ONCE(msg, ACQUIRE_mensaje()); + WRITE_ONCE(flag, true); + } + + void controlador_interrupcion(void) + { + if (READ_ONCE(flag)) + procesar_mensaje(READ_ONCE(msg)); + } + + Tenga en cuenta que los envoltorios ("wrappers") READ_ONCE() y + WRITE_ONCE() en controlador_interrupcion() son necesarios si este + controlador de interrupciones puede ser interrumpido por algo que + también accede a 'flag' y 'msg', por ejemplo, una interrupción anidada + o un NMI. De lo contrario, READ_ONCE() y WRITE_ONCE() no son + necesarios en controlador_interrupcion() aparte de con fines de + documentación. (Tenga también en cuenta que las interrupciones + anidadas no ocurren típicamente en los kernels Linux modernos, de + hecho, si un controlador de interrupciones regresa con interrupciones + habilitadas, obtendrá un WARN_ONCE().) + + Debe suponer que el compilador puede mover READ_ONCE() y WRITE_ONCE() + a código que no contiene READ_ONCE(), WRITE_ONCE(), barrier(), o + primitivas similares. + + Este efecto también podría lograrse usando barrier(), pero READ_ONCE() + y WRITE_ONCE() son más selectivos: Con READ_ONCE() y WRITE_ONCE(), el + compilador solo necesita olvidar el contenido de ubicaciones de + memoria indicadas, mientras que con barrier() el compilador debe + descartar el valor de todas las ubicaciones de memoria que tiene + actualmente almacenadas en caché, en cualquier registro de la máquina. + Por supuesto, el compilador también debe respetar el orden en que + ocurren READ_ONCE() y WRITE_ONCE(), aunque la CPU, efectivamente, no + necesita hacerlo. + + (*) El compilador tiene derecho a inventar stores para una variable, + como en el siguiente ejemplo: + + if (a) + b = a; + else + b = 42; + + El compilador podría ahorrar un branch al optimizar esto de la + siguiente manera: + + b = 42; + if (a) + b = a; + + En el código de un solo subproceso, esto no solo es seguro, sino que + también ahorra un branch. Desafortunadamente, en código concurrente, + esta optimización podría causar que alguna otra CPU vea un valor falso + de 42, incluso si la variable 'a' nunca fue cero, al cargar la + variable 'b'. Use WRITE_ONCE() para evitar esto de la siguiente + manera: + + if (a) + WRITE_ONCE(b, a); + else + WRITE_ONCE(b, 42); + + El compilador también puede inventar cargas. Estos casos suelen ser + menos perjudiciales, pero pueden dar como resultado "bouncing" de la + línea de caché y, por lo tanto, bajo rendimiento y escalabilidad. + Utilice READ_ONCE() para evitar cargas inventadas. + + (*) Para ubicaciones de memoria alineadas cuyo tamaño les permita + acceder con una sola instrucción de referencia de memoria, evite el + "desgarro de la carga" (load tearing) y "desgarro del store" (store + tearing), en el que un solo gran acceso es reemplazado por múltiples + accesos menores. Por ejemplo, dada una arquitectura que tiene + instrucciones de almacenamiento de 16 bits con campos inmediatos de 7 + bits, el compilador podría tener la tentación de usar dos + instrucciones inmediatas de almacenamiento de 16 bits para implementar + el siguiente store de 32 bits: + + p = 0x00010002; + + Tenga en cuenta que GCC realmente usa este tipo de optimización, lo + cual no es sorprendente dado que probablemente costaría más de dos + instrucciones el construir la constante y luego almacenarla. Por lo + tanto, esta optimización puede ser una victoria en un código de un + solo subproceso. De hecho, un error reciente (desde que se solucionó) + hizo que GCC usara incorrectamente esta optimización en un store + volátil. En ausencia de tales errores, el uso de WRITE_ONCE() evita el + desgarro del store en el siguiente ejemplo: + + 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; + + Debido a que no hay envoltorios READ_ONCE() o WRITE_ONCE() y no + hay markings volátiles, el compilador estaría en su derecho de + implementar estas tres declaraciones de asignación como un par de + cargas de 32 bits, seguido de un par de stores de 32 bits. Esto + resultaría en una carga con desgarro en 'foo1.b' y store del desgarro + en 'foo2.b'. READ_ONCE() y WRITE_ONCE() nuevamente evitan el desgarro + en este ejemplo: + + foo2.a = foo1.a; + WRITE_ONCE(foo2.b, READ_ONCE(foo1.b)); + foo2.c = foo1.c; + +Aparte de esto, nunca es necesario usar READ_ONCE() y WRITE_ONCE() en una +variable que se ha marcado como volátil. Por ejemplo, dado que 'jiffies' +está marcado como volátil, nunca es necesario usar READ_ONCE(jiffies). La +razón de esto es que READ_ONCE() y WRITE_ONCE() se implementan como +conversiones volátiles, lo que no tiene efecto cuando su argumento ya está +marcado como volátil. + +Tenga en cuenta que estas barreras del compilador no tienen un efecto +directo en la CPU, que luego puede reordenar las cosas como quiera. + + +BARRERAS DE MEMORIA DE LA CPU +----------------------------- + +El kernel de Linux tiene siete barreras básicas de memoria de CPU: + +TIPO OBLIGATORIO SMP CONDICIONAL +======================= =============== =============== +GENERAL mb() smp_mb() +WRITE wmb() smp_wmb() +READ rmb() smp_rmb() +DEPEDENCIA DE DIRECCIÓN READ_ONCE() + + +Todas las barreras de memoria, excepto las barreras de dependencia de +direcciones, implican una barrera del compilador. Las dependencias de +direcciones no imponen ningún orden de compilación adicional. + +Además: en el caso de las dependencias de direcciones, se esperaría que el +compilador emita las cargas en el orden correcto (por ejemplo, `a[b]` +tendría que cargar el valor de b antes de cargar a[b]), sin embargo, no hay +garantía alguna en la especificación de C sobre que el compilador no puede +especular el valor de b (por ejemplo, es igual a 1) y carga a[b] antes que +b (ej. tmp = a[1]; if (b != 1) tmp = a[b]; ). También existe el problema de +que un compilador vuelva a cargar b después de haber cargado a[b], teniendo +así una copia más nueva de b que a[b]. Aún no se ha conseguido un consenso +acerca de estos problemas, sin embargo, el macro READ_ONCE() es un buen +lugar para empezar a buscar. + +Las barreras de memoria SMP se reducen a barreras de compilador cuando se +compila a monoprocesador, porque se supone que una CPU parecerá ser +auto-consistente, y ordenará correctamente los accesos superpuestos +respecto a sí misma. Sin embargo, consulte la subsección "Guests de +máquinas virtuales" mas adelante. + +[!] Tenga en cuenta que las barreras de memoria SMP _deben_ usarse para +controlar el orden de referencias a memoria compartida en sistemas SMP, +aunque el uso de bloqueo en su lugar sea suficiente. + +Las barreras obligatorias no deben usarse para controlar los efectos de +SMP, ya que dichas barreras imponen una sobrecarga innecesaria en los +sistemas SMP y UP. Se pueden, sin embargo, usar para controlar los efectos +MMIO en los accesos a través de ventanas E/S de memoria relajada. Estas +barreras son necesarias incluso en sistemas que no son SMP, ya que afectan +al orden en que las operaciones de memoria aparecen en un dispositivo, al +prohibir tanto al compilador como a la CPU que sean reordenados. + + +Hay algunas funciones de barrera más avanzadas: + + (*) smp_store_mb(var, valor) + + Asigna el valor a la variable y luego inserta una barrera de memoria + completa después de ella. No se garantiza insertar nada más que una + barrera del compilador en una compilación UP. + + + (*) smp_mb__before_atomic(); + (*) smp_mb__after_atomic(); + + Estos se pueden usar con funciones RMW atómicas que no implican + barreras de memoria, pero donde el código necesita una barrera de + memoria. Ejemplos de funciones RMW atómicas que no implican una + barrera de memoria son, por ejemplo, agregar, restar, operaciones + condicionales (fallidas), funciones _relaxed, pero no atomic_read o + atomic_set. Un ejemplo común donde se puede requerir una barrera es + cuando se usan operaciones atómicas como referencia de contador. + + Estos también se utilizan para funciones atómicas RMW bitop que no + implican una barrera de memoria (como set_bit y clear_bit). + + Como ejemplo, considere una pieza de código que marca un objeto como + muerto y luego disminuye el contador de referencias del objeto: + + obj->dead = 1; + smp_mb__before_atomic(); + atomic_dec(&obj->ref_count); + + Esto asegura que la marca de muerte en el objeto se perciba como + fijada *antes* de que disminuya el contador de referencia. + + Consulte Documentation/atomic_{t,bitops}.txt para obtener más + información. + + + (*) dma_wmb(); + (*) dma_rmb(); + (*) dma_mb(); + + Estos son usados con memoria consistente para garantizar el orden de + escrituras o lecturas de memoria compartida accesible tanto para la + CPU como para un dispositivo compatible con DMA. + + Por ejemplo, considere un controlador de dispositivo que comparte + memoria con otro dispositivo y usa un valor de estado del descriptor + para indicar si el descriptor pertenece al dispositivo o a la CPU, y + un "doorbell" (timbre, punto de acceso) para avisarle cuando haya + nuevos descriptores disponibles: + + if (desc->status != DEVICE_OWN) { + /* no leer los datos hasta que tengamos el descriptor */ + dma_rmb(); + + /* leer/modificar datos */ + read_data = desc->data; + desc->data = write_data; + + /* flush de modificaciones antes de la actualización de estado */ + dma_wmb(); + + /* asignar propiedad */ + desc->status = DEVICE_OWN; + + /* notificar al dispositivo de nuevos descriptores */ + writel(DESC_NOTIFY, doorbell); + } + + El dma_rmb() nos permite garantizar que el dispositivo ha liberado su + propiedad antes de que leamos los datos del descriptor, y el dma_wmb() + permite garantizar que los datos se escriben en el descriptor antes de + que el dispositivo pueda ver que ahora tiene la propiedad. El dma_mb() + implica tanto un dma_rmb() como un dma_wmb(). Tenga en cuenta que, al + usar writel(), no se necesita un wmb() anterior para garantizar que + las escrituras de la memoria caché coherente se hayan completado antes + escribiendo a la región MMIO. El writel_relaxed() más barato no + proporciona esta garantía y no debe utilizarse aquí. + + Consulte la subsección "Efectos de barrera de E/S del kernel" para + obtener más información sobre accesorios de E/S relajados y el archivo + Documentation/core-api/dma-api.rst para más información sobre memoria + consistente. + + (*) pmem_wmb(); + + Es es para uso con memoria persistente para garantizar que los stores + para los que las modificaciones se escriben en el almacenamiento + persistente llegaron a dominio de durabilidad de la plataforma. + + Por ejemplo, después de una escritura no temporal en la región pmem, + usamos pmem_wmb() para garantizar que los stores hayan alcanzado el + dominio de durabilidad de la plataforma. Esto garantiza que los stores + han actualizado el almacenamiento persistente antes de cualquier + acceso a datos o transferencia de datos causada por instrucciones + posteriores. Esto es además del orden realizado por wmb(). + + Para la carga desde memoria persistente, las barreras de memoria de + lectura existentes son suficientes para garantizar el orden de + lectura. + + (*) io_stop_wc(); + + Para accesos a memoria con atributos de combinación de escritura (por + ejemplo, los devueltos por ioremap_wc(), la CPU puede esperar a que + los accesos anteriores se junten con posteriores. io_stop_wc() se + puede utilizar para evitar la combinación de accesos a memoria de + de escritura antes de esta macro, con los posteriores, cuando dicha + espera tenga implicaciones en el rendimiento. + +========================================= +BARRERAS DE MEMORIA IMPLÍCITAS DEL KERNEL +========================================= + +Algunas de las otras funciones en el kernel Linux implican barreras de +memoria, entre estas encontramos funciones de bloqueo y planificación +("scheduling"). + +Esta especificación es una garantía _mínima_; cualquier arquitectura +particular puede proporcionar garantías más sustanciales, pero no se puede +confiar en estas fuera de código específico de arquitectura. + + +FUNCIONES DE ADQUISICIÓN DE CERROJO +----------------------------------- + +El kernel Linux tiene una serie de abstracciones de bloqueo: + + (*) spin locks (cerrojos en loop) + (*) R/W spin lock (cerrojos de escritura/lectura) + (*) mutex + (*) semáforos + (*) R/W semáforos + +En todos los casos existen variantes de las operaciones "ACQUIRE" y +"RELEASE" para cada uno de ellos. Todas estas operaciones implican ciertas +barreras: + + (1) Implicaciones de la operación ACQUIRE: + + Las operaciones de memoria emitidas después del ACQUIRE se completarán + después de que la operación ACQUIRE haya finalizado. + + Las operaciones de memoria emitidas antes de ACQUIRE pueden + completarse después que la operación ACQUIRE se ha completado. + + (2) Implicaciones de la operación RELEASE: + + Las operaciones de memoria emitidas antes de la RELEASE se + completarán antes de que la operación de RELEASE se haya completado. + + Las operaciones de memoria emitidas después de la RELEASE pueden + completarse antes de que la operación de RELEASE se haya completado. + + (3) Implicación de ACQUIRE vs ACQUIRE: + + Todas las operaciones ACQUIRE emitidas antes de otra operación + ACQUIRE serán completadas antes de esa operación ACQUIRE. + + (4) Implicación de ACQUIRE vs RELEASE: + + Todas las operaciones ACQUIRE emitidas antes de una operación RELEASE + serán completadas antes de la operación RELEASE. + + (5) Implicación de ACQUIRE condicional fallido: + + Ciertas variantes de bloqueo de la operación ACQUIRE pueden fallar, ya + sea debido a no poder obtener el bloqueo de inmediato, o debido a que + recibieron una señal de desbloqueo mientras dormían esperando que el + cerrojo estuviera disponible. Los fallos en cerrojos no implican + ningún tipo de barrera. + +[!] Nota: una de las consecuencias de que los cerrojos en ACQUIRE y RELEASE +sean barreras unidireccionales, es que los efectos de las instrucciones +fuera de una sección crítica pueden filtrarse al interior de la sección +crítica. + +No se puede suponer que un ACQUIRE seguido de una RELEASE sea una barrera +de memoria completa dado que es posible que un acceso anterior a ACQUIRE +suceda después del ACQUIRE, y un acceso posterior a la RELEASE suceda antes +del RELEASE, y los dos accesos puedan entonces cruzarse: + + *A = a; + ACQUIRE M + RELEASE M + *B = b; + +puede ocurrir como: + + ACQUIRE M, STORE *B, STORE *A, RELEASE M + +Cuando ACQUIRE y RELEASE son bloqueo de adquisición y liberación, +respectivamente, este mismo orden puede ocurrir si el cerrojo ACQUIRE y +RELEASE son para la misma variable de bloqueo, pero solo desde la +perspectiva de otra CPU que no tiene ese bloqueo. En resumen, un ACQUIRE +seguido de un RELEASE NO puede entenderse como una barrera de memoria +completa. + +De manera similar, el caso inverso de un RELEASE seguido de un ACQUIRE no +implica una barrera de memoria completa. Por lo tanto, la ejecución de la +CPU de los tramos críticos correspondientes a la RELEASE y la ACQUIRE +pueden cruzarse, de modo que: + + *A = a; + RELEASE M + ACQUIRE N + *B = b; + +puede ocurrir como: + + ACQUIRE N, STORE *B, STORE *A, RELEASE M + +Podría parecer que este nuevo orden podría introducir un punto muerto. +Sin embargo, esto no puede suceder porque si tal punto muerto amenazara +con suceder, el RELEASE simplemente se completaría, evitando así el +interbloqueo ("deadlock", punto muerto). + + ¿Por qué funciona esto? + + Un punto clave es que solo estamos hablando de la CPU re-haciendo el + orden, no el compilador. Si el compilador (o, ya puestos, el + desarrollador) cambió las operaciones, un deadlock -podría- ocurrir. + + Pero supongamos que la CPU reordenó las operaciones. En este caso, el + desbloqueo precede al bloqueo en el código ensamblador. La CPU + simplemente eligió intentar ejecutar primero la última operación de + bloqueo. Si hay un interbloqueo, esta operación de bloqueo simplemente + esperará (o tratará de dormir, pero hablaremos de eso más adelante). La + CPU eventualmente ejecutará la operación de desbloqueo (que precedió a la + operación de bloqueo en el código ensamblador), lo que desenmascará el + potencial punto muerto, permitiendo que la operación de bloqueo tenga + éxito. + + Pero, ¿y si el cerrojo es un cerrojo que duerme ("sleeplock")? En tal + caso, el código intentará entrar al scheduler, donde eventualmente + encontrará una barrera de memoria, que forzará la operación de desbloqueo + anterior para completar, nuevamente desentrañando el punto muerto. Podría + haber una carrera de desbloqueo del sueño ("sleep-unlock race"), pero la + primitiva de bloqueo necesita resolver tales carreras correctamente en + cualquier caso. + +Es posible que los cerrojos y los semáforos no proporcionen ninguna +garantía de orden en sistemas compilados en UP, por lo que no se puede +contar con tal situación para lograr realmente nada en absoluto, +especialmente con respecto a los accesos de E/S, a menos que se combinen +con operaciones de inhabilitación de interrupciones. + +Consulte también la sección "Efectos de barrera adquiriendo intra-CPU". + + +Como ejemplo, considere lo siguiente: + + *A = a; + *B = b; + ACQUIRE + *C = c; + *D = d; + RELEASE + *E = e; + *F = f; + +La siguiente secuencia de eventos es aceptable: + + ACQUIRE, {*F,*A}, *E, {*C,*D}, *B, RELEASE + + [+] Tenga en cuenta que {*F,*A} indica un acceso combinado. + +Pero ninguno de los siguientes lo son: + + {*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 + + + +FUNCIONES DE DESACTIVACIÓN DE INTERRUPCIONES +-------------------------------------------- + +Las funciones que deshabilitan interrupciones (equivalentes a ACQUIRE) y +habilitan interrupciones (equivalentes a RELEASE) actuarán únicamente como +barrera del compilador. Por consiguiente, si la memoria o la E/S requieren +barreras en tal situación, deben ser provistas por algún otro medio. + + +FUNCIONES DE DORMIR Y DESPERTAR +------------------------------- + +Dormir y despertar son eventos marcados ("flagged") en los datos globales +que se pueden ver como una interacción entre dos piezas de datos: el estado +de la task (hilo, proceso, tarea) que espera el evento y los datos globales +utilizados para indicar el evento. Para asegurarse de que estos parezcan +suceder en el orden correcto, las primitivas para comenzar el proceso de ir +a dormir, y las primitivas para iniciar un despertar implican ciertas +barreras. + +En primer lugar, el agente durmiente normalmente sigue algo similar a esta +secuencia de eventos: + + for (;;) { + set_current_state(TASK_UNINTERRUPTIBLE); + if (evento_indicado) + break; + schedule(); // planificar + } + +Una barrera de memoria general se obtiene automáticamente mediante +set_current_state() después de haber alterado el estado de la tarea: + + CPU 1 + =============================== + set_current_state(); // hacer_estado_actual() + smp_store_mb(); + STORE current->state + <barrera general> + LOAD evento_indicado + +set_current_state() puede estar envuelto por: + + prepare_to_wait(); // preparese_para_esperar(); + prepare_to_wait_exclusive(); // prepararse_para_solo_esperar(); + +que por lo tanto también implican una barrera de memoria general después de +establecer el estado. Toda la secuencia anterior está disponible en varias +formas, todas las cuales obtienen la barrera de memoria en el lugar +correcto: + + 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(); + + +En segundo lugar, el código que realiza una activación normalmente se +asemeja a algo como esto: + + evento_indicado = 1; + wake_up(&event_wait_queue); // despertar + +o: + + evento_indicado = 1; + wake_up_process(event_daemon); // despertar proceso + +wake_up() ejecuta una barrera de memoria general si despierta algo. Si no +despierta nada, entonces una barrera de memoria puede o no ser ejecutada; +no debe confiar en ello. La barrera se produce antes del acceso al estado +de la tarea. En particular, se encuentra entre el STORE para indicar el +evento y el STORE para configurar TASK_RUNNING (hilo ejecutando): + + CPU 1 (Durmiente) CPU 2 (Despertadora) + =============================== =============================== + set_current_state(); STORE evento_indicado + smp_store_mb(); wake_up(); + STORE current->state ... + <barrera general> <barrera general> + LOAD evento_indicado if ((LOAD task->state) & TASK_NORMAL) + STORE task->state + +donde "task" es el subproceso que se está despertando y es igual al +"current" (hilo actual) de la CPU 1. + +Para reiterar, se garantiza la ejecución de una barrera de memoria general +mediante wake_up() si algo está realmente despierto, pero de lo contrario +no existe tal garantía. Para entender esto, considere la siguiente +secuencia de eventos, donde X e Y son ambos cero inicialmente: + + CPU 1 CPU 2 + =============================== =============================== + X = 1; Y = 1; + smp_mb(); wake_up(); + LOAD Y LOAD X + +Si ocurre una reactivación ("wakeup"), una (al menos) de las dos cargas +debe ver 1. Si, por otro lado, no ocurre una reactivación, ambas cargas +pueden ver 0. + +wake_up_process() siempre ejecuta una barrera de memoria general. La +barrera, de nuevo, ocurre antes de que se acceda al estado del hilo. En +particular, si wake_up(), en el fragmento anterior, fuera reemplazado por +una llamada a wake_up_process(), las dos cargas verían 1, garantizado. + +Las funciones de activación disponibles incluyen: + + 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(); + +En términos de orden de la memoria, todas estas funciones proporcionan las +mismas garantías que un wake_up() (o más fuertes). + +[!] Tenga en cuenta que las barreras de la memoria implicadas por el +durmiente y el despierto _no_ ordenan varios stores antes del despertar con +respecto a cargas de los valores guardados después de que el durmiente haya +llamado a set_current_state(). Por ejemplo, si el durmiente hace: + + set_current_state(TASK_INTERRUPTIBLE); + if (evento_indicado) + break; + __set_current_state(TASK_RUNNING); + hacer_algo(my_data); + +y el que despierta hace: + + my_data = valor; + evento_indicado = 1; + wake_up(&event_wait_queue); + +no existe garantía de que el cambio a event_indicated sea percibido por +el durmiente de manera que venga después del cambio a my_data. En tal +circunstancia, el código en ambos lados debe sacar sus propias barreras de +memoria entre los separados accesos a datos. Por lo tanto, el durmiente +anterior debería hacer: + + set_current_state(TASK_INTERRUPTIBLE); + if (evento_indicado) { + smp_rmb(); + hacer_algo(my_data); + } + +y el que despierta debería hacer: + + my_data = value; + smp_wmb(); + evento_indicado = 1; + wake_up(&event_wait_queue); + +FUNCIONES VARIAS +---------------- + +Otras funciones que implican barreras: + + (*) schedule() y similares implican barreras completas de memoria. + + +======================================== +EFECTOS DE BARRERA ADQUIRIENDO INTRA-CPU +======================================== + +En los sistemas SMP, las primitivas de bloqueo proveen una forma más +sustancial de barrera: una que afecta el orden de acceso a la memoria en +otras CPU, dentro del contexto de conflicto en cualquier bloqueo en +particular. + + +ADQUISICIÓN VS ACCESOS A MEMORIA +-------------------------------- + +Considere lo siguiente: el sistema tiene un par de spinlocks (M) y (Q), y +tres CPU; entonces la siguiente secuencia de eventos debería ocurrir: + + 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); + +Entonces no hay garantía sobre en qué orden verá la CPU 3 los accesos a *A +hasta que *H ocurra, además de las restricciones impuestas por los bloqueos +separados en las distintas CPUs. Podría, por ejemplo, ver: + + *E, ACQUIRE M, ACQUIRE Q, *G, *C, *F, *A, *B, RELEASE Q, *D, *H, RELEASE M + +Pero no verá ninguno de: + + *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 + +======================================== +¿DÓNDE SE NECESITAN BARRERAS DE MEMORIA? +======================================== + +Bajo operación normal, el re-ordenamiento de una operación de memoria +generalmente no va a suponer un problema, ya que para una pieza de código +lineal de un solo subproceso seguirá pareciendo que funciona correctamente, +incluso si está en un kernel SMP. Existen, sin embargo, cuatro +circunstancias en las que reordenar definitivamente _podría_ ser un +problema: + + (*) Interacción entre procesadores. + + (*) Operaciones atómicas. + + (*) Acceso a dispositivos. + + (*) Interrupciones. + + +INTERACCIÓN ENTRE PROCESADORES +------------------------------ + +Cuando se da un sistema con más de un procesador, más de una CPU en el +sistema puede estar trabajando en el mismo conjunto de datos al mismo +tiempo. Esto puede causar problemas de sincronización, y la forma habitual +de tratar con estos es utilizar cerrojos. Sin embargo, los cerrojos son +bastante caros, por lo que puede ser preferible operar sin el uso de un +cerrojo a ser posible. En cuyo caso, es posible que las operaciones que +afectan a ambas CPU deban ordenarse cuidadosamente para evitar un +funcionamiento incorrecto. + +Considere, por ejemplo, la ruta lenta del semáforo R/W. Aquí hay un proceso +de espera en cola del semáforo, en virtud de que tiene una parte de su pila +vinculada a la lista de procesos en espera del semáforo: + + struct rw_semaphore { + ... + spinlock_t lock; + struct list_head waiters; + }; + + struct rwsem_waiter { + struct list_head list; + struct task_struct *task; + }; + +Para despertar a un proceso que espera ("waiter") en particular, las +funciones up_read() o up_write() tienen que: + + (1) leer el siguiente puntero del registro de este proceso que espera, + para saber dónde está el registro del siguiente waiter; + + (2) leer el puntero a la estructura de tareas del waiter; + + (3) borrar el puntero de la tarea para decirle al waiter que se le ha dado + el semáforo; + + (4) llamar a wake_up_process() en la tarea; y + + (5) liberar la referencia retenida en la estructura de tareas del waiter. + +En otras palabras, tiene que realizar esta secuencia de eventos: + + LOAD waiter->list.next; + LOAD waiter->task; + STORE waiter->task; + CALL wakeup + RELEASE task + +y si alguno de estos pasos ocurre fuera de orden, entonces todo puede que +funcione defectuosamente. + +Una vez que se ha puesto en cola y soltado el bloqueo de semáforo, el +proceso que espera no consigue el candado de nuevo; en cambio, solo espera +a que se borre su puntero de tarea antes de continuar. Dado que el registro +está en la pila del proceso que espera, esto significa que si el puntero de +la tarea se borra _antes_ de que se lea el siguiente puntero de la lista, +otra CPU podría comenzar a procesar el proceso que espera y podría romper +el stack del proceso que espera antes de que la función up*() tenga la +oportunidad de leer el puntero que sigue. + +Considere entonces lo que podría suceder con la secuencia de eventos +anterior: + + CPU 1 CPU 2 + =============================== =============================== + down_xxx() + Poner waiter en la "queue" (cola) + Dormir + up_yyy() + LOAD waiter->task; + STORE waiter->task; + Despertado por otro evento + <preempt> + Reanudar el procesamiento + down_xxx() regresa + llamada a foo() + foo() estropea *waiter + </preempt> + LOAD waiter->list.next; + --- OOPS --- + +Esto podría solucionarse usando el bloqueo de semáforo, pero luego la +función down_xxx() tiene que obtener innecesariamente el spinlock +nuevamente, después de ser despertado el hilo. + +La forma de lidiar con esto es insertar una barrera de memoria SMP general: + + LOAD waiter->list.next; + LOAD waiter->task; + smp_mb(); + STORE waiter->task; + CALL wakeup + RELEASE task + +En este caso, la barrera garantiza que todos los accesos a memoria antes de +la barrera parecerán suceder antes de todos los accesos a memoria después +de dicha barrera con respecto a las demás CPU del sistema. _No_ garantiza +que todos los accesos a memoria antes de la barrera se completarán en el +momento en que la instrucción de la barrera en sí se complete. + +En un sistema UP, donde esto no sería un problema, la función smp_mb() es +solo una barrera del compilador, asegurándose así de que el compilador +emita las instrucciones en el orden correcto sin realmente intervenir en la +CPU. Como solo hay un CPU, la lógica de orden de dependencias de esa CPU se +encargará de todo lo demás. + + +OPERACIONES ATÓMICAS +-------------------- + +Si bien son, técnicamente, consideraciones de interacción entre +procesadores, las operaciones atómicas se destacan especialmente porque +algunas de ellas implican barreras de memoria completa y algunas otras no, +pero se confía mucho en ellos en su conjunto a lo largo del kernel. + +Consulte Documentation/atomic_t.txt para obtener más información. + + +ACCESO A DISPOSITIVOS +--------------------- + +Un driver puede ser interrumpido por su propia rutina de servicio de +interrupción y, por lo tanto, las dos partes del driver pueden interferir +con los intentos de controlar o acceder al dispositivo. + +Esto puede aliviarse, al menos en parte, desactivando las interrupciones +locales (una forma de bloqueo), de modo que las operaciones críticas sean +todas contenidas dentro la sección de interrupción desactivada en el +controlador. Mientras la interrupción del driver está ejecutando la rutina, +es posible que el "core" del controlador no se ejecute en la misma CPU y no +se permita que su interrupción vuelva a ocurrir hasta que la interrupción +actual haya sido resuelta, por lo tanto, el controlador de interrupción no +necesita bloquearse contra esto. + +Sin embargo, considere un driver que estaba hablando con una tarjeta +ethernet que tiene un registro de direcciones y un registro de datos. Si +el core de ese controlador habla con la tarjeta estando en desactivación de +interrupción y luego se invoca el controlador de interrupción del +controlador: + + IRQ LOCALES DESACTIVADAS + writew(ADDR, 3); + writew(DATA, y); + IRQ LOCALES ACTIVADAS + <interrupción> + writew(ADDR, 4); + q = readw(DATA); + </interrupción> + +El almacenamiento en el registro de datos puede ocurrir después del segundo +almacenamiento en el registro de direcciones si las reglas de orden son lo +suficientemente relajadas: + + STORE *ADDR = 3, STORE *ADDR = 4, STORE *DATA = y, q = LOAD *DATA + +Si se relajan las reglas de orden, se debe asumir que los accesos +realizados dentro de la sección con interrupción deshabilitada pueden +filtrarse fuera de esta y pueden intercalarse con accesos realizados en una +interrupción - y viceversa - a menos que se utilicenn barreras implícita o +explícitas. + +Normalmente, esto no será un problema porque los accesos de E/S realizados +dentro de tales secciones incluirán operaciones de carga síncronas en +registros E/S estrictamente ordenados, que forman barreras de E/S +implícitas. + + +Una situación similar puede ocurrir entre una rutina de interrupción y dos +rutinas ejecutándose en separadas CPU que se comunican entre sí. Si tal +caso es probable, entonces se deben usar bloqueos de desactivación de +interrupciones para garantizar el orden. + + +===================================== + Efectos de barrera de E/S del kernel +===================================== + +La interfaz con periféricos a través de accesos de E/S es profundamente +específica para cada arquitectura y dispositivo. Por lo tanto, los drivers +que son inherentemente no portátiles pueden depender de comportamientos +específicos de sus sistemas de destino, con el fin de lograr la +sincronización de la manera más ligera posible. Para drivers que deseen ser +portátiles entre múltiples arquitecturas e implementaciones de bus, el +kernel ofrece una serie de funciones de acceso que proporcionan varios +grados de garantías de orden: + + (*) readX(), writeX(): + + Las funciones de acceso MMIO readX() y writeX() usan un puntero al + periférico al que se accede como un parámetro __iomem *. para punteros + asignados los atributos de E/S predeterminados (por ejemplo, los + devueltos por ioremap()), las garantías de orden son las siguientes: + + 1. Se ordenan todos los accesos readX() y writeX() a un mismo periférico + entre estos. Esto asegura que los registros de acceso MMIO por el + mismo subproceso de la CPU a un dispositivo en particular llegarán en + el orden del programa. + + 2. Se ordena un writeX() emitido por un subproceso de CPU que contiene un + spinlock antes de un writeX() al mismo periférico desde otro + subproceso de CPU, si emitido después de una adquisición posterior del + mismo spinlock. Esto garantiza que ese registro MMIO escribe en un + dispositivo en particular, mientras que se obtiene un spinlock en un + orden consistente con las adquisiciones del cerrojo. + + 3. Un writeX() por un subproceso de la CPU al periférico primero esperará + a la finalización de todas las escrituras anteriores en la memoria + emitidas por, o bien propagadas por, el mismo subproceso. Esto asegura + que las escrituras de la CPU a un búfer DMA de salida asignadas por + dma_alloc_coherent() serán visibles para un motor ("engine") DMA + cuando la CPU escriba en sus registros de control MMIO, para activar + la transferencia. + + 4. Un readX() de un subproceso del CPU, desde el periférico, se + completará antes de que cualquier lectura subsiguiente de memoria por + el mismo subproceso pueda comenzar. Esto asegura que las lecturas de + la CPU desde un búfer DMA entrantes asignadas por + dma_alloc_coherent(), no verán datos obsoletos después de leer el + registro de estado MMIO del motor DMA, para establecer que la + transferencia DMA se haya completado. + + 5. Un readX() por un subproceso del CPU, desde el periférico, se + completará antes de que cualquier bucle delay() subsiguiente pueda + comenzar a ejecutarse en el mismo subproceso. Esto asegura que dos + escrituras del CPU a registros MMIO en un periférico llegarán al menos + con 1us de diferencia, si la primera escritura se lee inmediatamente + de vuelta con readX() y se llama a udelay(1) antes del segundo + writeX(): + + writel(42, DEVICE_REGISTER_0); // Llega al dispositivo ... + readl(DEVICE_REGISTER_0); + udelay(1); + writel(42, DEVICE_REGISTER_1); // al menos 1us antes de esto.... + +Las propiedades de orden de los punteros __iomem obtenidos con valores de +atributos que no sean los valores por defecto (por ejemplo, los devueltos +por ioremap_wc()) son específicos de la arquitectura subyacente y, por lo +tanto, las garantías enumeradas anteriormente no pueden por lo general ser +aseguradas para accesos a este tipo de "mappings" (asignaciones). + + (*) readX_relaxed(), writeX_relaxed(): + + Son similares a readX() y writeX(), pero proporcionan una garantía de + orden de memoria más débil. Específicamente, no garantizan orden con + respecto al bloqueo, los accesos normales a la memoria o los bucles + delay() (es decir, los puntos 2-5 arriba) pero todavía se garantiza que + se ordenarán con respecto a otros accesos desde el mismo hilo de la CPU, + al mismo periférico, cuando se opera en punteros __iomem asignados con el + valor predeterminado para los atributos de E/S. + + (*) readsX(), writesX(): + + Los puntos de entrada readsX() y writesX() MMIO están diseñados para + acceder FIFOs mapeados en memoria y basados en registros que residen en + periféricos, que no son capaces de realizar DMA. Por tanto, sólo + proporcionan garantías de orden readX_relaxed() y writeX_relaxed(), como + se documentó anteriormente. + + (*) inX(), outX(): + + Los puntos de entrada inX() y outX() están destinados a acceder a mapas + de puertos "legacy" (antiguos) de periféricos de E/S, que pueden requerir + instrucciones especiales en algunas arquitecturas (especialmente, en + x86). El número de puerto del periférico que se está accedido se pasa + como un argumento. + + Dado que muchas arquitecturas de CPU acceden finalmente a estos + periféricos a través de un mapeo interno de memoria virtual, las + garantías de orden portátiles proporcionadas por inX() y outX() son las + mismas que las proporcionadas por readX() y writeX(), respectivamente, al + acceder a una asignación con los valores de atributos de E/S + predeterminados (los que haya por defecto). + + Los drivers de dispositivos pueden esperar que outX() emita una + transacción de escritura no publicada, que espera una respuesta de + finalización del periférico de E/S antes de regresar. Esto no está + garantizado por todas las arquitecturas y por lo tanto no forma parte de + la semántica de orden portátil. + + (*) insX(), outsX(): + + Como arriba, los puntos de entrada insX() y outsX() proporcionan el mismo + orden garantizado por readsX() y writesX() respectivamente, al acceder a + un mapping con los atributos de E/S predeterminados. + + (*) ioreadX(), iowriteX(): + + Estos funcionarán adecuadamente para el tipo de acceso que realmente están + haciendo, ya sea inX()/outX() o readX()/writeX(). + +Con la excepción de los puntos de entrada (insX(), outsX(), readsX() y +writesX()), todo lo anterior supone que el periférico subyacente es +little-endian y, por lo tanto, realizará operaciones de intercambio de +bytes en arquitecturas big-endian. + + +=========================================== +MODELO DE ORDEN MÍNIMO DE EJECUCIÓN ASUMIDO +=========================================== + +Debe suponerse que la CPU conceptual está débilmente ordenada, pero que +mantiene la apariencia de causalidad del programa con respecto a sí misma. +Algunas CPU (como i386 o x86_64) están más limitadas que otras (como +powerpc o frv), por lo que el caso más relajado (es decir, DEC Alpha) se +debe asumir fuera de código específico de arquitectura. + +Esto significa que se debe considerar que la CPU ejecutará su flujo de +instrucciones en el orden que se quiera - o incluso en paralelo - siempre +que si una instrucción en el flujo depende de una instrucción anterior, +entonces dicha instrucción anterior debe ser lo suficientemente completa[*] +antes de que la posterior instrucción puede proceder; en otras palabras: +siempre que la apariencia de causalidad se mantenga. + + [*] Algunas instrucciones tienen más de un efecto, como cambiar el + código de condición, cambio de registros o cambio de memoria - y + distintas instrucciones pueden depender de diferentes efectos. + +Una CPU puede también descartar cualquier secuencia de instrucciones que +termine sin tener efecto final. Por ejemplo, si dos instrucciones +adyacentes cargan un valor inmediato en el mismo registro, la primera puede +descartarse. + + +De manera similar, se debe suponer que el compilador podría reordenar la +corriente de instrucciones de la manera que crea conveniente, nuevamente +siempre que la apariencia de causalidad se mantenga. + + +===================================== +EFECTOS DE LA MEMORIA CACHÉ DE LA CPU +===================================== + +La forma en que se perciben las operaciones de memoria caché en todo el +sistema se ve afectada, hasta cierto punto, por los cachés que se +encuentran entre las CPU y la memoria, y por el sistema de coherencia en +memoria que mantiene la consistencia de estado en el sistema. + +En cuanto a la forma en que una CPU interactúa con otra parte del sistema a +través del caché, el sistema de memoria tiene que incluir los cachés de la +CPU y barreras de memoria, que en su mayor parte actúan en la interfaz +entre la CPU y su caché (las barreras de memoria lógicamente actúan sobre +la línea de puntos en el siguiente diagrama): + + <--- CPU ---> : <----------- Memoria -----------> + : + +--------+ +--------+ : +--------+ +-----------+ + | Core | | Cola | : | Cache | | | +---------+ + | CPU | | de | : | CPU | | | | | + | |--->| acceso |----->| |<-->| | | | + | | | a | : | | | |--->| Memoria | + | | | memoria| : | | | | | | + +--------+ +--------+ : +--------+ | Mecanismo | | | + : | de | +---------+ + : | Coherencia| + : | de la | +--------+ + +--------+ +--------+ : +--------+ | cache | | | + | Core | | Cola | : | Cache | | | | | + | CPU | | de | : | CPU | | |--->| Dispos | + | |--->| acceso |----->| |<-->| | | itivo | + | | | a | : | | | | | | + | | | memoria| : | | | | +--------+ + +--------+ +--------+ : +--------+ +-----------+ + : + : + +Aunque es posible que una carga o store en particular no aparezca fuera de +la CPU que lo emitió, ya que puede haber sido satisfecha dentro del propio +caché de la CPU, seguirá pareciendo como si el acceso total a la memoria +hubiera tenido lugar para las otras CPUs, ya que los mecanismos de +coherencia de caché migrarán la cacheline sobre la CPU que accede y se +propagarán los efectos en caso de conflicto. + +El núcleo de la CPU puede ejecutar instrucciones en el orden que considere +adecuado, siempre que parezca mantenerse la causalidad esperada del +programa. Algunas de las instrucciones generan operaciones de carga y +almacenamiento que luego van a la cola de accesos a memoria a realizar. El +núcleo puede colocarlos en la cola en cualquier orden que desee, y +continuar su ejecución hasta que se vea obligado a esperar que una +instrucción sea completada. + +De lo que se ocupan las barreras de la memoria es de controlar el orden en +que los accesos cruzan, desde el lado de la CPU, hasta el lado de memoria, +y el orden en que los otros observadores perciben los efectos en el sistema +que sucedan por esto. + +[!] Las barreras de memoria _no_ son necesarias dentro de una CPU +determinada, ya que las CPU siempre ven sus propias cargas y stores como si +hubieran sucedido en el orden del programa. + +[!] Los accesos a MMIO u otros dispositivos pueden pasar por alto el +sistema de caché. Esto depende de las propiedades de la ventana de memoria +a través de la cual se accede a los dispositivos y/o el uso de +instrucciones especiales de comunicación con dispositivo que pueda tener la +CPU. + + +COHERENCIA DE CACHÉ FRENTE A DMA +--------------------------------- + +No todos los sistemas mantienen coherencia de caché con respecto a los +dispositivos que realizan DMA. En tales casos, un dispositivo que intente +DMA puede obtener datos obsoletos de la RAM, porque las líneas de caché +"sucias" pueden residir en los cachés de varias CPU, y es posible que no +se hayan vuelto a escribir en la RAM todavía. Para hacer frente a esto, la +parte apropiada del kernel debe vaciar los bits superpuestos de caché en +cada CPU (y tal vez también invalidarlos). + +Además, los datos enviados por DMA a RAM, por un dispositivo, pueden ser +sobrescritos por líneas de caché sucias que se escriben de nuevo en la RAM +desde el caché de una CPU, después de que el dispositivo haya puesto sus +propios datos, o las líneas de caché presentes en el caché de la CPU pueden +simplemente ocultar el hecho de que la memoria RAM se haya actualizado, +hasta el momento en que la caché se descarta de la memoria caché de la CPU +y se vuelve a cargar. Para hacer frente a esto, la parte apropiada del +kernel debe invalidar los bits superpuestos del caché en cada CPU. + +Consulte Documentation/core-api/cachetlb.rst para obtener más información +sobre administración de la memoria caché. + + +COHERENCIA DE CACHÉ FRENTE A MMIO +--------------------------------- + +La E/S mapeada en memoria generalmente se lleva a cabo a través de +ubicaciones de memoria que forman parte de una ventana del espacio de +memoria de la CPU, que tiene diferentes propiedades asignadas que la +ventana habitual dirigida a RAM. + +Entre dichas propiedades, suele existir el hecho de que tales accesos +eluden el almacenamiento en caché por completo e ir directamente a los +buses del dispositivo. Esto significa que los accesos MMIO pueden, en +efecto, superar los accesos a la memoria caché que se emitieron +anteriormente. Una barrera de memoria no es suficiente en tal caso, sino +que el caché debe ser vaciado entre la escritura de la memoria caché, y el +acceso MMIO, si los dos son de cualquier manera dependiente. + + +======================= +COSAS QUE HACEN LAS CPU +======================= + +Un programador podría dar por sentado que la CPU realizará las operaciones +de memoria exactamente en el orden especificado, de modo que si a la CPU se +entrega, por ejemplo, el siguiente fragmento de código a ejecutar: + + a = READ_ONCE(*A); + WRITE_ONCE(*B, b); + c = READ_ONCE(*C); + d = READ_ONCE(*D); + WRITE_ONCE(*E, e); + +esperarían entonces que la CPU complete la operación de memoria para cada +instrucción antes de pasar a la siguiente, lo que lleva a una definida +secuencia de operaciones vistas por observadores externos en el sistema: + + LOAD *A, STORE *B, LOAD *C, LOAD *D, STORE *E. + +La realidad es, por supuesto, mucho más intrincada. Para muchas CPU y +compiladores, la anterior suposición no se sostiene porque: + + (*) es más probable que las cargas deban completarse de inmediato para + permitir progreso en la ejecución, mientras que los stores a menudo se + pueden aplazar sin problema; + + (*) las cargas se pueden hacer especulativamente, y el resultado es + descartado si resulta innecesario; + + (*) las cargas se pueden hacer de forma especulativa, lo que lleva a que + se haya obtenido el resultado en el momento equivocado de la secuencia + de eventos esperada; + + (*) el orden de los accesos a memoria se puede reorganizar para promover + un mejor uso de los buses y cachés de la CPU; + + (*) las cargas y los stores se pueden combinar para mejorar el rendimiento + cuando se habla con memoria o hardware de E/S, que puede realizar + accesos por lotes a ubicaciones adyacentes, reduciendo así los costes + de configuración de transacciones (la memoria y los dispositivos PCI + pueden ambos pueden hacer esto); y + + (*) la caché de datos de la CPU puede afectar al orden, y mientras sus + mecanismos de coherencia pueden aliviar esto, una vez que el store + haya accedido al caché- no hay garantía de que la gestión de la + coherencia se propague en orden a otras CPU. + +Entonces, digamos que lo que otra CPU podría observar en el fragmento de +código anterior es: + + LOAD *A, ..., LOAD {*C,*D}, STORE *E, STORE *B + + (Donde "LOAD {*C,*D}" es una carga combinada) + + +Sin embargo, se garantiza que una CPU es autoconsistente: verá que sus + _propios_ accesos parecen estar correctamente ordenados, sin necesidad de +barrera de memoria. Por ejemplo con el siguiente código: + + U = READ_ONCE(*A); + WRITE_ONCE(*A, V); + WRITE_ONCE(*A, W); + X = READ_ONCE(*A); + WRITE_ONCE(*A, Y); + Z = READ_ONCE(*A); + +y asumiendo que no hay intervención de una influencia externa, se puede +suponer que el resultado final se parecerá a: + + U == el valor original de *A + X == W + Z == Y + *A == Y + +El código anterior puede hacer que la CPU genere la secuencia completa de +accesos de memoria: + + U=LOAD *A, STORE *A=V, STORE *A=W, X=LOAD *A, STORE *A=Y, Z=LOAD *A + +en ese orden, pero, sin intervención, la secuencia puede contener casi +cualquier combinación de elementos combinados o descartados, siempre que la +perspectiva del programa del mundo siga siendo consistente. Tenga en cuenta +que READ_ONCE() y WRITE_ONCE() -no- son opcionales en el ejemplo anterior, +ya que hay arquitecturas donde una CPU determinada podría reordenar cargas +sucesivas en la misma ubicación. En tales arquitecturas, READ_ONCE() y +WRITE_ONCE() hacen lo que sea necesario para evitar esto, por ejemplo, en +Itanium los casts volátiles utilizados por READ_ONCE() y WRITE_ONCE() hacen +que GCC emita las instrucciones especiales ld.acq y st.rel +(respectivamente) que impiden dicha reordenación. + +El compilador también puede combinar, descartar o diferir elementos de la +secuencia antes incluso de que la CPU los vea. + +Por ejemplo: + + *A = V; + *A = W; + +puede reducirse a: + + *A = W; + +ya que, sin una barrera de escritura o WRITE_ONCE(), puede que se asuma +que el efecto del almacenamiento de V a *A se pierde. Similarmente: + + *A = Y; + Z = *A; + +puede, sin una barrera de memoria o un READ_ONCE() y WRITE_ONCE(), esto +sea reducido a: + + *A = Y; + Z = Y; + +y la operación LOAD nunca aparezca fuera de la CPU. + + +Y LUEGO ESTÁ EL ALFA +-------------------- + +La CPU DEC Alpha es una de las CPU más relajadas que existen. No solo eso, +algunas versiones de la CPU Alpha tienen un caché de datos dividido, lo que +les permite tener dos líneas de caché relacionadas semánticamente, +actualizadas en momentos separados. Aquí es donde la barrera de dependencia +de dirección realmente se vuelve necesaria, ya que se sincronizan ambos +cachés con el sistema de coherencia de memoria, lo que hace que parezca un +cambio en el puntero, frente a que los nuevos datos se produzcan en el +orden correcto. + +Alpha define el modelo de memoria del kernel Linux, aunque a partir de +v4.15, la adición al kernel de Linux de smp_mb() a READ_ONCE() en Alpha +redujo en gran medida su impacto en el modelo de memoria. + + +GUESTS DE MÁQUINAS VIRTUALES +----------------------------- + +Los "guests" (invitados) que se ejecutan en máquinas virtuales pueden verse +afectados por los efectos de SMP incluso si el "host" (huésped) en sí se +compila sin compatibilidad con SMP. Este es un efecto de la interacción con +un host SMP mientras ejecuta un kernel UP. El uso obligatorio de barreras +para este caso de uso sería posible, pero a menudo no son óptimas. + +Para hacer frente a este caso de manera óptima, están disponibles macros de +bajo nivel virt_mb() etc. Estas tienen el mismo efecto que smp_mb(), etc. +cuando SMP está habilitado, pero generan código idéntico para sistemas SMP +y no SMP. Por ejemplo, los invitados de máquinas virtuales debería usar +virt_mb() en lugar de smp_mb() al sincronizar contra un (posiblemente SMP) +anfitrión. + +Estos son equivalentes a sus contrapartes smp_mb() etc. en todos los demás +aspectos, en particular, no controlan los efectos MMIO: para controlar los +efectos MMIO, utilice barreras obligatorias. + + +================ +EJEMPLOS DE USOS +================ + +BUFFERS CIRCULARES +------------------ + +Las barreras de memoria se pueden utilizar para implementar almacenamiento +en búfer circular, sin necesidad de un cerrojo para serializar al productor +con el consumidor. Vea: + + Documentation/core-api/circular-buffers.rst + +para más detalles. + + +=========== +REFERENCIAS +=========== + +Alpha AXP Architecture Reference Manual, Segunda Edición (por Sites & Witek, +Digital Press) + Capítulo 5.2: Physical Address Space Characteristics + Capítulo 5.4: Caches and Write Buffers + Capítulo 5.5: Data Sharing + Capítulo 5.6: Read/Write Ordering + +AMD64 Architecture Programmer's Manual Volumen 2: System Programming + Capítulo 7.1: Memory-Access Ordering + Capítulo 7.4: Buffering and Combining Memory Writes + +ARM Architecture Reference Manual (ARMv8, for ARMv8-A architecture profile) + Capítulo B2: The AArch64 Application Level Memory Model + +IA-32 Intel Architecture Software Developer's Manual, Volumen 3: +System Programming Guide + Capítulo 7.1: Locked Atomic Operations + Capítulo 7.2: Memory Ordering + Capítulo 7.4: Serializing Instructions + +The SPARC Architecture Manual, Version 9 + Capítulo 8: Memory Models + Appendix D: Formal Specification of the Memory Models + Appendix J: Programming with the Memory Models + +Storage in the PowerPC (por Stone and Fitzgerald) + +UltraSPARC Programmer Reference Manual + Capítulo 5: Memory Accesses and Cacheability + Capítulo 15: Sparc-V9 Memory Models + +UltraSPARC III Cu User's Manual + Capítulo 9: Memory Models + +UltraSPARC IIIi Processor User's Manual + Capítulo 8: Memory Models + +UltraSPARC Architecture 2005 + Capítulo 9: Memory + Appendix D: Formal Specifications of the Memory Models + +UltraSPARC T1 Supplement to the UltraSPARC Architecture 2005 + Capítulo 8: Memory Models + Appendix F: Caches and Cache Coherency + +Solaris Internals, Core Kernel Architecture, p63-68: + Capítulo 3.3: Hardware Considerations for Locks and + Synchronization + +Unix Systems for Modern Architectures, Symmetric Multiprocessing and Caching +for Kernel Programmers: + Capítulo 13: Other Memory Models + +Intel Itanium Architecture Software Developer's Manual: Volumen 1: + Sección 2.6: Speculation + Sección 4.4: Memory Access diff --git a/Documentation/translations/sp_SP/wrappers/memory-barriers.rst b/Documentation/translations/sp_SP/wrappers/memory-barriers.rst new file mode 100644 index 000000000000..50715b7d51b9 --- /dev/null +++ b/Documentation/translations/sp_SP/wrappers/memory-barriers.rst @@ -0,0 +1,19 @@ +.. SPDX-License-Identifier: GPL-2.0 + This is a simple wrapper to bring memory-barriers.txt (Spanish + translation) into the RST world until such a time as that file can be + converted directly. + +==================================== +Barreras de Memoria del kernel Linux +==================================== + +.. raw:: latex + + \footnotesize + +.. include:: ../memory-barriers.txt + :literal: + +.. raw:: latex + + \normalsize |