OSTEP 32 Concurrency Bugs
병행성 버그는 몇 개의 전형적인 패턴을 가지고 있다. 어떤 경우를 피해야 올바른 병행 코드를 작성할 수 있는지 알아보자
Table of Contents
Open Table of Contents
1. 오류의 종류
현대 응용 프로그램에는 어떤 병행성 오류가 있을까? 다음은 Lu의 연구 결과이다.
이런 종류의 오류 (비 교착 상태와 교착 상태) 들에 대해 좀 더 자세히 알아보자.
2. 비 교착 상태 오류
Lu의 연구 결과에 따르면, 비 교착 상태 오류가 병행성 관련 오류의 과반수를 차지한다. 비 교착 상태 오류의 분류 중 대표적인 원자성 위반 오류와 순서 위반 오류를 살펴보자.
원자성 위반 오류 (atomicity violation)
첫 번째로 만나게 되는 문제는 원자성 위반 오류이다.
// Thread 1::
if (thd−>proc_info) {
. . .
fputs(thd−>proc_info, . . . ) ;
. . .
}
// Thread 2::
thd−>proc_info = NULL;
이 예제에서 thd 자료 구조의 proc_info 필드를 두 개의 다른 쓰레드가 접근한다. 첫 번째 쓰레드는 그 값이 NULL인지 검사하고 값을 출력한다. 두 번째 쓰레드는 값을 NULL으로 설정한다.
첫 번째 쓰레드가 검사를 완료한 후, fputs()를 호출하기 직전에 인터럽트로 인해 두 번째 쓰레드가 실행되어 값이 NULL로 설정될 수 있다. 때문에 fputs() 함수는 NULL 포인터 역참조를 하게 되어 프로그램은 크래시될 것이다.
다수의 메모리 참조 연산들 간에 있어 예상했던 직렬성(serializability)이 보장되지 않았다. 즉 코드의 일부에 원자성이 요구되었으나, 실행 시에 그 원자성이 위반되었다.
현재 예제 코드는 proc_info 필드의 NULL 값 검사와 fputs() 호출 시 proc_info를 인자로 사용하는 동작이 원자적으로 실행되는 것 (atomicity assumption)을 가정했다. 이 가정이 깨지면, 코드는 의도한 대로 작동하지 않는다.
코드를 어떻게 수정하면 작동할까? 락을 추가하여 어느 쓰레드든 proc_info 필드 접근 시 proc_info_lock 이라는 락 변수를 획득하도록 한다. 이 자료 구조를 사용하는 다른 모든 코드들도 락으로 보호해야 한다.
pthread_mutex_t proc_info_lock = PTHREAD_MUTEX_INITIALIZER;
// Thread 1::
pthread_mutex_lock(&proc_info_lock);
if (thd−>proc_info) {
. . .
fputs(thd−>proc_info, . . . ) ;
. . .
}
pthread_mutex_unlock(&proc_info_lock);
// Thread 2::
pthread_mutex_lock(&proc_info_lock);
thd−>proc_info = NULL;
pthread_mutex_unlock(&proc_info_lock);
순서 위반 오류 (order violation)
다음은 순서 위반 오류이다. 아래 예시 코드에서 어떤 부분에 오류가 있는지 한번 찾아보자.
// Thread 1::
void init() {
. . .
mThread = PR_CreateThread(mMain, . . . ) ;
. . .
}
// Thread 2::
void mMain ( . . . ) {
. . .
mState = mThread−>State;
. . .
}
이 코드에서 쓰레드 2의 코드는 mThread 변수가 이미 초기화 + NULL이 아님을 가정하고 있다. 하지만 만약 쓰레드 1이 먼저 실행되지 않았다면, 쓰레드 2는 NULL 포인터를 사용하기 때문에 크래쉬될 것이다. 초기화되지 않아 NULL이 아닌 임의의 메모리 주소를 접근하게 되면 더 이상한 일이 발상할 것이다.
두 개의 (그룹의) 메모리 참조 간의 순서가 바뀌었다. 즉, A가 항상 B보다 먼저 실행되어야 하지만 실행 중에 그 순서가 지켜지지 않았다.
이러한 오류를 수정하는 방법은 순서를 강제하는 것이다. 앞에서 논의했던, 컨디션 변수를 도입해서 순서를 강제해보자.
pthread_mutex_t mtLock = PTHREAD_MUTEX_INITIALIZER;
pthread_cond_t mtCond = PTHREAD_COND_INITIALIZER;
int mtInit = 0;
// Thread 1::
void init() {
. . .
mThread = PR_CreateThread(mMain, . . . ) ;
// 쓰레드가 생성되었다는 것을 알리는 시그널 전달
pthread_mutex_lock(&mtLock);
mtInit = 1;
pthread_cond_signal(&mtCond);
pthread_mutex_unlock(&mtLock);
. . .
}
// Thread 2::
void mMain ( . . . ) {
. . .
// 쓰레드가 초기화되기를 기다린다
pthread_mutex_lock(&mtLock);
while (mtInit == 0)
pthread_cond_wait(&mtCond, &mtLock);
pthread_mutex_unlock(&mtLock);
mState = mThread−>State;
. . .
}
mtLock라는 락, 그에 대한 컨디션 변수 mtCond, 그리고 상태 변수 mtInit을 추가했다. 초기화 코드가 실행되면 mtInit의 상태를 1로 설정하고 초기화를 완료했다고 시그널을 발생시킨다. 만약 쓰레드 2가 이 시점 전에 실행된다면 상태가 변경되기를 대기한다. 이후에 다시 쓰레드 2가 실행되면 상태 값 초기화 여부를 검사한 후, (mtInit이 1로 설정되었는지 검사한 후) 올바르게 계속 진행한다.
이렇게 쓰레드 간의 순서가 문제가 되는 경우는 컨디션 변수 (또는 세마포어) 를 사용하여 해결할 수 있다.
정리
비 교착 상태 오류의 대부분(97%)은 원자성 또는 순서 위반에 대한 것이었다. 이러한 오류 패턴들을 유의하면 관련 오류들을 좀 더 줄일 수 있다.
3. 교착 상태 오류
복잡한 락 프로토콜을 사용하는 다수의 병행 시스템에서 교착 상태(deadlock) 라는 고전적 문제가 발생한다. 예를 들어 락 L1을 갖고 있는 쓰레드 2가 락 L1이 해제되기를 기다리고 있을 때 교착 상태가 발생한다. 교착 상태가 발생할 가능성이 있는 코드를 다음에 나타내었다.
Thread 1: Thread 2:
lock(L1); lock(L2);
lock(L2); lock(L1);
쓰레드 1이 락 L1을 획득한 후에 문맥 교환이 발생하여 쓰레드 2가 실행되고, 이 때 쓰레드 2가 락 L2를 획득하고 락 L1을 획득하려고 시도하면 교착 상태가 발생한다.
각 쓰레드가 상대방이 소유하고 있는 락을 대기하고 있기 때문에 누구도 실행할 수 없게 된다.
교착 상태는 왜 발생하는가
쓰레드 1과 2가 락을 같은 순서로 획득하도록 코드를 작성하면 교착 상태는 절대 발생하지 않는다. 이렇게 간단하게 해결할 수 있는데 교착 상태는 왜 발생할까?
코드가 많아지면서 구성 요소 간에 복잡한 의존성이 발생하기 때문이다. 운영체제를 예로 들면, 가상 메모리 시스템이 디스크 블럭을 가져오기 위해 파일 시스템에 접근한다. 파일 시스템은 디스크 블럭을 메모리에 탑재하기 위해 메모리 페이지를 확보해야 하고, 이를 위해 가상 메모리 시스템에 접근한다.
또 다른 이유는 캡슐화이다. 소프트웨어 모듈화가 개발을 쉽게 하기 때문에 상세한 구현 내용은 감추도록 구현한다. 하지만 이런 모듈화 때문에 교착 상태가 일어날 수 있다.
자바의 Vector 클래스를 예로 들면,
Vector v1, v2;
v1.addAll(v2);
이 메소드는 v1에 대한 락 뿐만 아니라 v2에 대한 락도 획득해야 한다. 하지만 어떤 쓰레드가 v2.addAll(v1)을 호출하면 교착 상태가 일어날 수 있다.
교착 상태 발생 조건
교착 상태가 발생하기 위해서는 네 가지 조건이 충족되어야 한다.
- 상호 배제 (Mutual Exclusion): 쓰레드가 자신이 필요로 하는 자원에 대한 독자적인 제어권을 주장한다 (예, 쓰레드가 락을 획득함).
- 점유 및 대기 (Hold-and-wait): 쓰레드가 자신에게 할당된 자원 (예 : 이미 획득한 락)을 점유한 채로 다른 자원 (예 : 획득하고자 하는 락)을 대기한다.
- 비 선점 (No preemption): 자원 (락)을 점유하고 있는 쓰레드로부터 자원을 강제적 으로 빼앗을 수 없다.
- 순환 대기 (Circular wait): 각 쓰레드는 다음 쓰레드가 요청한 하나 또는 그 이상의 자원 (락)을 갖고 있는 쓰레드들의 순환 고리가 있다.
이 네 조건 중 하나라도 만족시키지 않는다면, 교착 상태는 발생하지 않는다.
교착 상태의 예방
순환 대기
가장 실용적인 방법이면서 자주 사용되는 방법은 순환 대가기 절대 발생하지 않도록 락 코드를 작성하는 것이다.
락 획득을 하는 전체 순서 (total ordering) 을 정할 수 있다. L1과 L2라는 두개의 락만이 시스템에 존재하면, L1을 무조건 L2 전에 획득하도록 하면 교착 상태를 피할 수 있다.
이 순서를 따르면 순환 대기는 발생하지 않고, 따라서 교착 상태도 발생하지 않는다.
복잡한 시스템의 경우 락이 여러 개 존재할 것이고, 전체 락의 요청 순서를 정의하는 것이 어려울 수 있다. (불필요하기도 하다) 때문에 부분 순서 (partial ordering) 을 제공하는 것이 락 획득 구조를 만드는 데 유용하다.
락의 순서를 정의하기 위해서는 코드와 다양한 루틴 간의 상호 호출 관계를 이해해야 한다. 조금만 실수해도 교착 상태가 발생하게 된다.
락 주소를 사용하여 락 요청 순서를 강제하는 방법도 있다.
if (m1 > m2) { // 락을 주소의 내림차순으로 획득
pthread_mutex_lock(m1);
pthread_mutex_lock(m2);
} else {
pthread_mutex_lock(m2);
pthread_mutex_lock(m1);
}
// m1 != m2를 가정
점유 및 대기
원자적으로 모든 락을 한번에 획득하도록 하면 이를 예방할 수 있다.
lock(prevention);
lock(L1);
lock(L2);
. . .
unlock(prevention);
제일 먼저 prevention 락을 획득하여 락을 획득하는 과정 중에 쓰레드의 문맥 교환이 발생하는 것을 방지하고, 결과적으로 교착 상태의 발생 가능성을 차단한다. 다른 쓰레드가 L1과 L2를 다른 순서로 획득하려고 해도 상관 없다. prevention 락을 이미 획득한 후에 나머지 락을 요청하기 때문이다.
이 해법은 문제점이 많다. 캡슐화가 어렵다. 필요한 락을 정확히 파악해야 하고, 그 락들을 미리 획득해야 하기 때문이다. 락이 실제 필요할 때 요청하는 것이 아니라 미리 모든 락을 한번에 획득하기 때문에 병행성이 저하되는 문제도 있다.
비선점
일반적으로 락을 해제하기 전까지는 락을 보유하고 있는 것으로 보기 때문에 여러 락을 획득하는 것에는 문제의 소지가 많다. 왜냐하면 락을 이미 보유하고 있는 채로 다른 락을 대기하기 때문이다. 때문에 많은 쓰레드 라이브러리들은 이러한 상황을 피할 수 있도록 유연한 인터페이스 집합을 제공한다. trylock() 루틴의 경우 획득 가능하다면 락을 획득하거나 현재 락이 점유된 상태이니 나중에 다시 시도라하라는 것을 알리는 -1을 리턴한다.
이 trylock() 인터페이스를 이용하면 교착 상태 가능성이 없고 획득 순서에 영향을 받지 않는 락 획득 방법을 만들 수 있다.
top:
lock(L1);
if (trylock(L2) == −1) {
unlock(L1);
goto top;
}
다른 쓰레드가 같은 프로토콜을 사용하면서 락을 다른 순서로 획득하려고 해도 교착 상태는 발생하지 않는다. 하지만 무한반복(livelock) 문제가 생긴다.
두 쓰레드가 이 순서로 계속 시도하면서 락 획득에 실패하는 것도 가능하긴 하다. 확률은 낮지만. 반복문에 지연 시간을 무작위로 조절해서 경쟁하는 쓰레드 간의 반복 간섭 확률을 줄일 수 있다.
상호 배제
마지막 예방 기법은 상호 배제 자체를 없애는 방법이다. 일반적인 코드는 모두 임계 영역을 포함하고 있기 때문에 이는 어려운 일이다.
wait free 자료 구조를 만들어서 이를 해결했다. 명시적 락이 필요 없는 강력한 하드웨어 명령어를 사용하여 자료 구조를 만들면 되지 않을까?
간단한 예제로 Compare-And-Swap이 있다.
int CompareAndSwap(int *address, int expected, int new) {
if (*address == expected) {
*address = new;
return 1; // 성공
}
return 0; // 실패
}
어떤 한 값을 원자적으로 임의의 크기만큼 증가시키는 경우를 구현해보자.
void AtomicIncrement(int *value, int amount) {
do {
int old = *value;
} while (CompareAndSwap(value, old, old + amount) == 0);
}
락을 획득하여 값을 갱신한 후에 락을 해제하는 대신, Compare-And-Swap 명령어로 값에 새로운 값을 갱신하도록 반복적으로 시도한다. 이와 같은 방식을 사용하면 락을 획득할 필요가 없으며 교착 상태가 발생할 수도 없다. 물론 무한 반복은 발생할 여지가 있다.
좀 더 복잡한 예제를 보자. 리스트 해드에 개체를 삽입하는 코드이다.
void insert(int value) {
node_t *n = malloc(sizeof(node_t));
assert(n != NULL);
n->value = value;
do {
n->next = head;
} while (CompareAndSwap(&head, n->next, n) == 0);
}
next 포인터가 현재의 헤드를 가리키도록 갱신하고, 새로 생성된 노드는 리스트의 헤드가 되도록 동작한다. 이 코드를 처리하는 도중 다른 쓰레드가 새로운 헤드를 추가했다면, Compare-And-Swap은 실패하고 삽입 과정을 다시 시도한다.
스케줄링으로 교착 상태 회피하기
예방보다 회피가 더 유용할 때가 있다. 교착 상태를 회피하기 위해서는 여러 쓰레드가 어떤 락을 획득하게 될 것인지에 대해 전반적으로 파악하고 있어야 하며, 그것을 바탕으로 쓰레드들을 스케줄링하여 교착 상태가 발생하지 않도록 그때그때 보장한다.
4개의 쓰레드가 프로세서 2개에서 실행되고, 락 2개가 존재한다고 가정하자. 똑똑한 스케줄러라면 T1과 T2가 동시에 실행되지 않도록 하여 교착 상태를 회피할 것이다.
다른 예시도 한 번 살펴보자.
이 경우는 T1, T2, T3이 동시에 실행되면 안 된다.
T1, T2, T3이 모두 한 프로세서에서 실행되도록 보수적인 방법을 택하기 때문에 전체 작업이 끝나기까지 오랜 시간이 걸린다. 때문에 스케줄링으로 교착 상태를 회피하는 것은 보편적으로 사용되는 방법은 아니다.
발견 및 복구
마지막 전략은 교착 상태 발생을 허용하고, 발견하면 복구하도록 하는 방법이다. 예를 들어 운영체제가 1년에 한 번 멈춘다고 했을 때 시원하게 재부팅을 하는 방법이 있다. 교착 상태가 아주 가끔 발생한다면 꽤 유용한 방법이다.
많은 데이터베이스 시스템들이 교착 상태를 발견하고 회복하는 기술을 사용한다. 이는 주기적으로 실행되며 자원 할당 그래프를 그려서 사이클이 생겼는지를 검사한다. 사이클이 발생하는 경우, 시스템은 재부팅되어야 한다.
항상 완벽을 추구하지는 말자. 안 좋은 일이 아주 가끔 발생한다면, 그 일을 방지하기 위해서 아주 많은 시간을 들일 필요는 없다.