스핀락(spinlock)은 락이 풀릴 때까지 락 변수를 되풀이해 검사하며 기다리는 락이다. 기다리는 쪽은 블록되지 않고, 기다리는 동안에도 CPU를 쓰며 돈다.[1][2] AUTOSAR R25-11 OS 명세는 스핀락을 바쁜 대기(busy waiting) 메커니즘으로 정의한다.[1] 상호 배제 자체는 임계 구역에서 다룬다.
원자 명령
스핀락은 대개 락 변수를 원자 연산으로 검사하고 고친다.[1][2] Intel 64·IA-32의 CMPXCHG는 세마포어가 비었는지 검사하고, 비었으면 할당됨으로 표시하는 일을 끊기지 않는 한 동작으로 한다. 그래서 단일 프로세서 시스템에서는 여러 명령으로 세마포어를 검사하고 고칠 때처럼 인터럽트를 끌 필요가 없다.[3]
- test-and-set: 비트의 옛 값을 돌려주면서 같은 동작 안에서 그 비트를 1로 쓴다.[3][4] test-and-set이나 교환으로 락을 잡을 때 돌려받은 옛 값이 0(비었음)이면 락을 얻은 것이다.[4][5]
- compare-and-swap: 메모리 위치의 값이 기대값과 같을 때만 새 값으로 바꾸고, 다르면 그대로 둔다.[3][6] Linux 커널의
atomic_cmpxchg는 원래 값을 돌려준다.[6] Intel 64·IA-32의CMPXCHG는 값이 다르면 원래 값을EAX에 싣고, 비교 결과를EFLAGS상태 플래그에 남긴다.[3]
Intel 64·IA-32 프로세서에서는 LOCK 접두어를 붙인 명령(CMPXCHG, XADD, BTS 등)과, LOCK 의미가 자동으로 붙는 XCHG가 메모리를 원자적으로 읽고 고친다.[5]
Arm 아키텍처는 ARMv6부터 배타적 적재(LDREX)와 배타적 저장(STREX) 짝을 두고, ARMv6-M은 배타적 접근을 지원하지 않는다.[7] Armv7-M에서 STREX는 LDREX 뒤 다른 프로세서나 프로세스가 그 주소에 더 최근에 저장하지 않았을 때만 쓰고, 성공 여부를 상태 값으로 돌려준다.[8] Arm 동기화 기본 요소 문서에 따르면 STREX가 실패하면 LDREX부터 다시 시도한다.[7]
공유 자원을 한 번에 한 주체만 쓰게 하는 동기화는 흔히 자원의 상태를 담은 변수를 원자적으로, 곧 완전히 성공하거나 전혀 바뀌지 않게 고쳐서 이룬다. 단순한 시스템에서는 그 구간의 인터럽트를 꺼서 이렇게 고칠 수 있지만, 다중 태스크나 다중 코어 시스템에서는 이 방법이 효율적이지도 안전하지도 않다. 현대 아키텍처는 메모리를 안전하게 원자적으로 고치는 하드웨어 동기화 명령을 둔다. 운영체제나 플랫폼 라이브러리는 이 명령을 뮤텍스, 세마포어 같은 동기화 인터페이스 뒤에 감춘다.[7]
공정성
Zephyr의 기본 스핀락은 원자 변수 하나로 만들어져 경쟁하는 CPU 사이의 공정성을 보장하지 않고, 한 CPU가 거듭 이겨 다른 CPU를 굶길 수 있다. CONFIG_TICKET_SPINLOCKS를 켜면 티켓 방식으로 바뀌어, 경합하는 락을 요청한 CPU들에게 FIFO(First-In First-Out) 순서로 준다.[9] RTEMS(Real-Time Executive for Multiprocessor Systems)는 예측 가능한 시스템을 위해 낮은 수준의 상호 배제에 FIFO 공정성을 요구하고, 그래서 SMP(Symmetric Multiprocessing) 락을 티켓 락 알고리즘으로 구현한다.[10]
POSIX.1-2024는 호출한 스레드가 이미 쥔 락에 pthread_spin_lock을 부르면 결과를 정하지 않는다.[11] RTEMS에서는 같은 락을 중첩해 잡으려 하면 인터럽트가 꺼진 채 무한 루프가 된다.[12] 자기 교착 상태 일반은 교착 상태에서 다룬다.
단일 프로세서에서
POSIX.1-2024는 pthread_spin_lock이 락을 다른 스레드가 쥐고 있지 않으면 락을 얻고, 쥐고 있으면 락이 풀릴 때까지 돌아오지 않고 스핀하도록 정한다.[11]
근거 설명에 따르면 스핀락은 주로 공유 메모리 다중 프로세서에 알맞은, 매우 낮은 수준의 동기화 수단이다. 스핀 대기 시간은 경쟁하는 스레드가 저마다 제 프로세서에서 돌 때는 몇 사이클이지만, 모든 스레드가 한 프로세서를 나눠 쓰면 끝없이 길어질 수 있다. 그래서 이 근거 설명은 단일 프로세서에서 스핀락을 권하지 않는다.[2]
락을 쥔 쪽보다 앞서 실행되는 쪽(더 높은 우선순위의 태스크나, 쥔 쪽을 인터럽트한 처리)이 같은 프로세서에서 같은 락을 잡으려고 돌면, 쥔 쪽이 실행되지 못해 락이 풀리지 않고 교착 상태가 된다.[1][13]
CONFIG_SMP 없이 CONFIG_PREEMPT로 빌드한 Linux 커널에서 스핀락은 선점을 끄는 일만 하고, 둘 다 없이 빌드하면 스핀락은 아예 없다.[13] Zephyr에서는 CONFIG_SMP 없이 빌드하면 스핀락이 돌지 않고, 자기 CPU의 인터럽트를 가리는 일로 줄어든다.[9] RTEMS의 인터럽트 락은 SMP 락 위에 얹은 API(Application Programming Interface)로, 단일 프로세서 구성에서는 인터럽트를 끄고 켜는 단순한 순서로 줄어든다.[12] PREEMPT_RT 커널에서는 spinlock_t가 돌지 않고 잠드는 락이 된다.[14]
AUTOSAR R25-11 OS 명세는 resource로 이루는 상호 배제를 같은 코어의 태스크 사이로 한정한다. resource의 상한 프로토콜이 바꾸는 우선순위는 코어마다 따로라, 다른 코어의 접근에서는 임계 구역을 지키지 못하기 때문이다. 이 명세는 서로 다른 코어의 태스크 사이 상호 배제에는 새 메커니즘인 스핀락을 둔다. 또 태스크가 스핀락을 쥔 동안 스케줄링을 제한하도록 정하고, 스핀락을 SuspendAllInterrupts로 감싸는 일을 운영체제가 대신하는 설정 OsSpinlockLockMethod를 두며, 같은 코어의 태스크나 category 2 ISR이 이미 쥔 스핀락을 잡으려 하면 오류를 내도록 정한다. 같은 코어의 높은 우선순위 태스크가 그 락에서 돌면 교착 상태가 되기 때문이다.[1]
뮤텍스와의 차이
뮤텍스는 락을 얻지 못한 스레드를 블록시켜 그동안 CPU를 쓰지 않게 하고, 스핀락은 기다리는 동안에도 CPU를 쓴다.[2][13] POSIX 근거 설명에 따르면 아주 짧게 기다릴 때는 스핀락의 전체 오버헤드가 뮤텍스보다 작을 수 있고, 오래 기다릴 때는 뮤텍스 쪽이 작을 수 있으며, 스핀은 프로세서 사이클을 낭비한다.[2] 그래서 스핀락은 짧게만 쥐고, 잠들거나 블록하는 동작 너머로 쥐고 있지 않아야 한다.[2][13] POSIX.1-2024는 블록하는 다른 함수들과 달리 스핀락에는 타임아웃을 두는 변형을 두지 않고, 뮤텍스에 주는 것 같은 굶주림 방지 보장도 두지 않는다. 타임아웃 장치나 그런 보장의 부담이 스핀 대기 자체보다 클 수 있기 때문이다.[15]