2025.05.09

TIL(TODAY I LEARN)

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• 오늘한 내용 : OS - 동기화(Synchronization)

• WEEK 09 : 정글 끝까지(PintOS) - Threads

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Synchronization

동기화(synchronization)는 다수의 스레드나 프로세스가 동시에 하나의 자원(메모리, 파일, I/O 장치 등)에 접근할 때 발생할 수 있는 경쟁 상태(race condition)와 데이터 손상을 방지하기 위해, 접근 순서와 상호 배제를 보장하는 기법

기법

1. 인터럽트 비활성화(Disabling Interrupts)

• 가장 원시적이면서도 강력한 동기화 수단
• CPU가 외부 인터럽트 신호에 전혀 반응하지 않도록 잠시 차단함으로써, 스레드 선점(preemption) 자체를 물리적으로 불가능하게 만든다.
• • 핀토스는 “선점형 커널”
• 커널 모드에서는 명시적으로 인터럽트를 끄고 켜야 한다.
• include/threads/interrupt.h에 선언

  함수	설명
  enum intr_level intr_disable(void);	현재 인터럽트 상태를 저장한 뒤, 인터럽트를 꺼버린다.
  enum intr_level intr_enable(void);	현재 상태를 저장한 뒤, 인터럽트를 켠다.
  enum intr_level intr_set_level(enum intr_level level);	INTR_OFF 또는 INTR_ON으로 상태를 설정하고, 이전 상태를 반환한다.
  enum intr_level intr_get_level(void);	현재 인터럽트 활성화 여부(INTR_ON/INTR_OFF)를 반환한다.

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2. 세마포어(semaphores)

• 음이 아닌 정수(counter)와 이를 원자적으로 조작하는 두 개의 연산자(P, V)로 구성

  • 내부 값(count)이 곧 “허용된 동시 접근(또는 발생 가능한 이벤트 횟수)”을 나타낸다.

  • count가 0이면 더 이상 자원 접근(또는 이벤트 기다림)이 불가능하며, 대기 중인 스레드는 블록(block)된다.

    연산	이름	동작
    P	down	count > 0이 될 때까지 대기(블록) → count–
    V	up	count++ → 만약 블록된 스레드가 있으면 하나를 깨워(unblock) 다시 준비 상태로 전환

  • P(↓)

    1. count가 0이라면 스레드를 대기 큐(waiters)에 넣고 블록한다.
    2. count가 1 이상이 되면 바로 count–를 수행하고, 임계 구역(공유 자원)으로 진입한다.

  • V(↑)

    1. count++를 수행한다.
    2. 대기 큐에 블록된 스레드가 하나라도 있다면, 가장 오래 기다린(또는 우선순위가 높은) 스레드를 깨워준다.
• 코드 예

  struct semaphore sema;
  
  void threadA(void) {
    sema_down(&sema);  // B가 up 해줄 때까지 블록
    // B 완료 후 수행할 작업…
  }
  
  void threadB(void) {
    // 작업 수행…
    sema_up(&sema);    // A를 깨움
  }
  
  int main(void) {
    sema_init(&sema, 0);
    thread_create("A", PRI_DEFAULT, threadA, NULL);
    thread_create("B", PRI_DEFAULT, threadB, NULL);
  }
  

  초기값(value)	처음 sema_down() 동작	count 변화	차이점
  0	sema_down()을 호출한 스레드는 바로 블록된다. (카운터가 0이기 때문)	변화 없음 (대기)	“B가 sema_up()을 호출해야만 A가 깨어난다.”
  1	sema_down()을 호출한 스레드는 블록 없이 즉시 진입한다. (카운터가 1이므로)	count가 0으로 감소	“락(lock)처럼, 한 스레드만 진입시키고 다음엔 대기시킨다.”
  >1	sema_down()을 호출한 만큼(예: value=2→두 번) 대기 없이 진입한다.	호출 횟수만큼 count가 감소	“최대 n개 스레드(자원)까지 동시 접근을 허용한다.”

• include/threads/synch.h에 선언

  함수	설명
  void sema_init(struct semaphore *s, unsigned value);	세마포어 객체 s를 value로 초기화
  void sema_down(struct semaphore *s);	P 연산 수행. 값이 0이면 블록 후 대기, 양수가 되면 즉시 count–
  bool sema_try_down(struct semaphore *s);	블록 없이 즉시 P 연산 시도, 성공 시 true/실패 시 false 반환
  void sema_up(struct semaphore *s);	V 연산 수행. count++ 후 대기 스레드 하나를 깨움

• 연산 도중 중단되면 안 되므로, 내부적으로는 인터럽트 비활성화(intr_disable()/intr_enable() )로 원자성(atomicity)을 보장
• lib/kernel/list.c의 연결리스트를 이용해 스레드 대기열 유지

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3. 락(Lock) == 뮤텍스(Mutex)

• 락(lock)은 초기값이 1인 세마포어와 유사
• 제약을 더하여 사용성을 높임
  • 소유자(owner) 개념: 락을 획득한 스레드만이 락을 해제할 수 있다.
  • 비재귀성(non-recursive): 이미 획득한 락을 다시 획득하려 하면 오류가 발생한다.
• include/threads/synch.h 에 선언

  함수	설명
  lock_init(struct lock *lock);	락을 초기화한다.
  lock_acquire(struct lock *lock);	락을 획득할 때까지 블록.
  bool lock_try_acquire(struct lock *lock);	즉시 락 획득 시도, 실패 시 false 반환.
  lock_release(struct lock *lock);	락 소유권을 해제.
  bool lock_held_by_current_thread(const struct lock *lock);	현재 스레드가 락을 소유했는지 확인.

• 상호 배제(mutex)가 필요한 임계 구역 진입/탈출에서 주로 사용한다.
• 소유자 제약 덕분에 세마포어보다 버그 예방이 쉽다.

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4. 모니터(Monitors)

• 모니터는 자체 락과 하나 이상의 조건 변수, 그리고 보호할 데이터를 하나의 추상적 단위로 묶은 동기화 구조
• 스레드는 보호된 데이터에 접근하기 전 모니터 락을 획득해야 하며, 작업 후에는 락을 해제한다.
• DeadLock과 busywaiting 방지 가능
• 동작 방식
  • 락 획득 시도
    • lock_acquire() 호출 → 락이 이미 잡혀 있으면 락 대기열에 들어가 블록
    • 락이 풀리면 대기열에서 빠져나와 락을 획득하고 임계 영역에 진입
  • 조건 검사 & 대기
    • 락 내부에서 “지금 처리할 수 없는 상태”라 판단되면
      1. cond_wait() 호출
      2. 자동으로 락 해제 → 조건 변수 대기열에 들어가 블록
  • 조건 신호
    • 다른 스레드가 cond_signal() 또는 cond_broadcast() 호출 → 조건 변수 대기열 중 하나(또는 전부)를 깨움
    • 깨운 스레드는 준비 큐로 이동
    • 나중에 스케줄러가 이 스레드를 선택하면, cond_wait() 함수가 복귀하며 다시 락을 획득한 뒤 임계 영역에 진입
  • 락 해제
    • lock_release() 호출 → 락을 반납
    • 락 대기열에 있던 스레드 중 하나를 thread_unblock() 으로 준비 큐에 올려 스케줄러가 실행하도록 함
• include/threads/synch.h 선언

함수	설명
모니터 락
void lock_init(struct lock *lk);	락 객체를 초기화한다.
void lock_acquire(struct lock *lk);	락을 획득할 때까지 블록(block)한다.
bool lock_try_acquire(struct lock *lk);	블록 없이 즉시 락 획득을 시도, 성공 시 true, 실패 시 false.
void lock_release(struct lock *lk);	락 소유자(owner)가 락을 해제한다.
조건 변수
void cond_init(struct condition *cv);	조건 변수 객체를 초기화한다.
void cond_wait(struct condition *cv, struct lock *lk);	모니터 락을 해제하고 대기, 신호 수신 시 락을 재획득한다.
void cond_signal(struct condition *cv, struct lock *lk);	대기 중인 스레드 하나를 깨운다.
void cond_broadcast(struct condition *cv, struct lock *lk);	대기 중인 모든 스레드를 깨운다.

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5. 최적화 배리어(Optimization Barrier)

• 컴파일러 최적화가 변수 접근 순서를 변경하거나 제거해, 의도와 다른 실행이 될 수 있음. 최적화 배리어를 사용해 이러한 재배열을 방지함.
• 예시
  • 타이머 틱(ticks) 대기 루프에서 while (ticks == start) barrier();로 무한 루프 최적화 방지.
  • 단순 루프가 제거되지 않도록 while (loops-- > 0) barrier();를 사용.
• 매크로 :include/threads/synch.h에 정의된 barrier() 매크로가 최적화 배리어 역할을 한다.