요약·해설과 원문, 전문 번역을 서로 분리했습니다. API 이름, symbol, source path는 원문 표기를 사용합니다.
1. 요약·해설
원문의 핵심 논리와 kernel programming 관점의 보충 설명입니다. 아래의 전문 번역과는 별도로 작성했습니다.
VMA scanning 방식의 비용
robust-futexes.rst:54-85초기 접근은 robust futex를 VMA에 등록하고 exit 때 모든 VMA를 훑는 방식이었습니다. 복잡한 race와 locking 문제뿐 아니라 thread마다 수천 VMA를 scan하여 보통 microsecond 수준의 pthread_exit()를 millisecond 이상으로 늘리고 CPU cache를 오염시켰습니다.
Lock이 실제로 몇 개 있는지 kernel이 알 수 없어 robust mutex를 사용하지 않는 process도 unconditional VMA scan 비용을 냈습니다. Distribution kernel에서 일반 기능으로 켜기 어려운 설계였습니다.
새 방식: 현재 보유 lock만 연결한다
robust-futexes.rst:86-147Glibc는 thread가 현재 보유한 robust lock만 private list에 연결하고 그 head를 kernel에 thread lifetime 동안 한 번 등록합니다. 보통 exit 때 등록 pointer가 NULL이거나 list가 비어 있어 비교 한 번으로 끝납니다.
비정상 종료로 list가 남아 있으면 kernel이 user pointer를 신뢰하지 않고 조심스럽게 순회하여 exiting TID가 owner인 word에 FUTEX_OWNER_DIED를 세우고 waiter 하나를 깨웁니다. 획득 직후 list 연결 전 race는 list_op_pending이 보완합니다.
- 개별 lock registration syscall이 없다.
- Kernel per-lock allocation이 없다.
- VM subsystem 변경과 전체 VMA scan이 없다.
- 정상 uncontended lock 성능은 일반 futex와 같다.
- Kernel recovery syscall 없이 user space가 protected data를 복구한다.
Exit cleanup의 크기 비례 비용
robust-futexes.rst:148-165문서의 2GHz CPU 측정에서는 100만 held lock을 FUTEX_WAITER와 함께 처리할 때 약 130ms, uncontended word는 약 30ms였습니다. 현실의 held lock은 소수이므로 common path 비용은 매우 작고, 최악의 비정상 list도 전체 VMA 수가 아니라 실제 보유 lock 수에 비례합니다.
System call과 futex bit
robust-futexes.rst:166-205set_robust_list(head, sizeof(*head));
get_robust_list(pid, &head, &len);
#define FUTEX_OWNER_DIED 0x40000000
#define FUTEX_WAITERS 0x80000000
/* 나머지 하위 bit는 owner TID */Registration은 head pointer를 current->robust_list에 저장하는 한 번의 syscall입니다. Kernel 내부에서 normal futex와 robust futex를 별도 object type으로 유지하지 않습니다. Exit scanner가 word를 보고 owner death를 표시하며 나머지 recovery policy는 user space에 남깁니다.
Architecture가 제공해야 할 atomic operation
robust-futexes.rst:206-222Exit path는 user-space futex word를 fault 없이 atomic하게 compare-exchange해야 합니다. Architecture port는 futex_atomic_cmpxchg_inatomic()을 구현하고 syscall wiring과 malformed user list 처리를 검증해야 합니다.
2. 영어 원문 전체
번역 기준이 된 Linux v6.18.37 원문입니다. 줄 번호는 이 버전의 파일 좌표입니다.
원문 전체 펼치기
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A description of what robust futexes are
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:Started by: Ingo Molnar <[email protected]>
Background
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what are robust futexes? To answer that, we first need to understand
what futexes are: normal futexes are special types of locks that in the
noncontended case can be acquired/released from userspace without having
to enter the kernel.
A futex is in essence a user-space address, e.g. a 32-bit lock variable
field. If userspace notices contention (the lock is already owned and
someone else wants to grab it too) then the lock is marked with a value
that says "there's a waiter pending", and the sys_futex(FUTEX_WAIT)
syscall is used to wait for the other guy to release it. The kernel
creates a 'futex queue' internally, so that it can later on match up the
waiter with the waker - without them having to know about each other.
When the owner thread releases the futex, it notices (via the variable
value) that there were waiter(s) pending, and does the
sys_futex(FUTEX_WAKE) syscall to wake them up. Once all waiters have
taken and released the lock, the futex is again back to 'uncontended'
state, and there's no in-kernel state associated with it. The kernel
completely forgets that there ever was a futex at that address. This
method makes futexes very lightweight and scalable.
"Robustness" is about dealing with crashes while holding a lock: if a
process exits prematurely while holding a pthread_mutex_t lock that is
also shared with some other process (e.g. yum segfaults while holding a
pthread_mutex_t, or yum is kill -9-ed), then waiters for that lock need
to be notified that the last owner of the lock exited in some irregular
way.
To solve such types of problems, "robust mutex" userspace APIs were
created: pthread_mutex_lock() returns an error value if the owner exits
prematurely - and the new owner can decide whether the data protected by
the lock can be recovered safely.
There is a big conceptual problem with futex based mutexes though: it is
the kernel that destroys the owner task (e.g. due to a SEGFAULT), but
the kernel cannot help with the cleanup: if there is no 'futex queue'
(and in most cases there is none, futexes being fast lightweight locks)
then the kernel has no information to clean up after the held lock!
Userspace has no chance to clean up after the lock either - userspace is
the one that crashes, so it has no opportunity to clean up. Catch-22.
In practice, when e.g. yum is kill -9-ed (or segfaults), a system reboot
is needed to release that futex based lock. This is one of the leading
bugreports against yum.
To solve this problem, the traditional approach was to extend the vma
(virtual memory area descriptor) concept to have a notion of 'pending
robust futexes attached to this area'. This approach requires 3 new
syscall variants to sys_futex(): FUTEX_REGISTER, FUTEX_DEREGISTER and
FUTEX_RECOVER. At do_exit() time, all vmas are searched to see whether
they have a robust_head set. This approach has two fundamental problems
left:
- it has quite complex locking and race scenarios. The vma-based
approach had been pending for years, but they are still not completely
reliable.
- they have to scan _every_ vma at sys_exit() time, per thread!
The second disadvantage is a real killer: pthread_exit() takes around 1
microsecond on Linux, but with thousands (or tens of thousands) of vmas
every pthread_exit() takes a millisecond or more, also totally
destroying the CPU's L1 and L2 caches!
This is very much noticeable even for normal process sys_exit_group()
calls: the kernel has to do the vma scanning unconditionally! (this is
because the kernel has no knowledge about how many robust futexes there
are to be cleaned up, because a robust futex might have been registered
in another task, and the futex variable might have been simply mmap()-ed
into this process's address space).
This huge overhead forced the creation of CONFIG_FUTEX_ROBUST so that
normal kernels can turn it off, but worse than that: the overhead makes
robust futexes impractical for any type of generic Linux distribution.
So something had to be done.
New approach to robust futexes
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At the heart of this new approach there is a per-thread private list of
robust locks that userspace is holding (maintained by glibc) - which
userspace list is registered with the kernel via a new syscall [this
registration happens at most once per thread lifetime]. At do_exit()
time, the kernel checks this user-space list: are there any robust futex
locks to be cleaned up?
In the common case, at do_exit() time, there is no list registered, so
the cost of robust futexes is just a simple current->robust_list != NULL
comparison. If the thread has registered a list, then normally the list
is empty. If the thread/process crashed or terminated in some incorrect
way then the list might be non-empty: in this case the kernel carefully
walks the list [not trusting it], and marks all locks that are owned by
this thread with the FUTEX_OWNER_DIED bit, and wakes up one waiter (if
any).
The list is guaranteed to be private and per-thread at do_exit() time,
so it can be accessed by the kernel in a lockless way.
There is one race possible though: since adding to and removing from the
list is done after the futex is acquired by glibc, there is a few
instructions window for the thread (or process) to die there, leaving
the futex hung. To protect against this possibility, userspace (glibc)
also maintains a simple per-thread 'list_op_pending' field, to allow the
kernel to clean up if the thread dies after acquiring the lock, but just
before it could have added itself to the list. Glibc sets this
list_op_pending field before it tries to acquire the futex, and clears
it after the list-add (or list-remove) has finished.
That's all that is needed - all the rest of robust-futex cleanup is done
in userspace [just like with the previous patches].
Ulrich Drepper has implemented the necessary glibc support for this new
mechanism, which fully enables robust mutexes.
Key differences of this userspace-list based approach, compared to the
vma based method:
- it's much, much faster: at thread exit time, there's no need to loop
over every vma (!), which the VM-based method has to do. Only a very
simple 'is the list empty' op is done.
- no VM changes are needed - 'struct address_space' is left alone.
- no registration of individual locks is needed: robust mutexes don't
need any extra per-lock syscalls. Robust mutexes thus become a very
lightweight primitive - so they don't force the application designer
to do a hard choice between performance and robustness - robust
mutexes are just as fast.
- no per-lock kernel allocation happens.
- no resource limits are needed.
- no kernel-space recovery call (FUTEX_RECOVER) is needed.
- the implementation and the locking is "obvious", and there are no
interactions with the VM.
Performance
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I have benchmarked the time needed for the kernel to process a list of 1
million (!) held locks, using the new method [on a 2GHz CPU]:
- with FUTEX_WAIT set [contended mutex]: 130 msecs
- without FUTEX_WAIT set [uncontended mutex]: 30 msecs
I have also measured an approach where glibc does the lock notification
[which it currently does for !pshared robust mutexes], and that took 256
msecs - clearly slower, due to the 1 million FUTEX_WAKE syscalls
userspace had to do.
(1 million held locks are unheard of - we expect at most a handful of
locks to be held at a time. Nevertheless it's nice to know that this
approach scales nicely.)
Implementation details
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The patch adds two new syscalls: one to register the userspace list, and
one to query the registered list pointer::
asmlinkage long
sys_set_robust_list(struct robust_list_head __user *head,
size_t len);
asmlinkage long
sys_get_robust_list(int pid, struct robust_list_head __user **head_ptr,
size_t __user *len_ptr);
List registration is very fast: the pointer is simply stored in
current->robust_list. [Note that in the future, if robust futexes become
widespread, we could extend sys_clone() to register a robust-list head
for new threads, without the need of another syscall.]
So there is virtually zero overhead for tasks not using robust futexes,
and even for robust futex users, there is only one extra syscall per
thread lifetime, and the cleanup operation, if it happens, is fast and
straightforward. The kernel doesn't have any internal distinction between
robust and normal futexes.
If a futex is found to be held at exit time, the kernel sets the
following bit of the futex word::
#define FUTEX_OWNER_DIED 0x40000000
and wakes up the next futex waiter (if any). User-space does the rest of
the cleanup.
Otherwise, robust futexes are acquired by glibc by putting the TID into
the futex field atomically. Waiters set the FUTEX_WAITERS bit::
#define FUTEX_WAITERS 0x80000000
and the remaining bits are for the TID.
Testing, architecture support
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I've tested the new syscalls on x86 and x86_64, and have made sure the
parsing of the userspace list is robust [ ;-) ] even if the list is
deliberately corrupted.
i386 and x86_64 syscalls are wired up at the moment, and Ulrich has
tested the new glibc code (on x86_64 and i386), and it works for his
robust-mutex testcases.
All other architectures should build just fine too - but they won't have
the new syscalls yet.
Architectures need to implement the new futex_atomic_cmpxchg_inatomic()
inline function before writing up the syscalls.
3. 한국어 전문 번역
영어 원문의 문단 순서와 의미를 유지한 전체 번역입니다. 코드, 함수명, symbol과 URL은 원문 표기를 유지합니다.
일반 futex와 kernel queue
1-28Ingo Molnar가 시작한 이 문서는 robust futex가 필요한 배경을 설명한다. 일반 futex는 경쟁이 없으면 kernel에 들어가지 않고 userspace에서 획득하고 해제할 수 있는 lock이다.
Futex의 본체는 32-bit lock variable 같은 userspace address다. Userspace가 contention을 발견하면 waiter가 있다는 값을 lock word에 표시하고 sys_futex(FUTEX_WAIT)로 owner가 release하기를 기다린다.
Kernel은 waiter와 waker가 서로를 직접 몰라도 연결할 수 있도록 내부 futex queue를 만든다. Owner는 release할 때 waiter 표시를 보고 sys_futex(FUTEX_WAKE)를 호출한다. 모든 waiter가 lock을 거치고 나면 futex는 다시 uncontended 상태가 되고 kernel state도 사라진다. Kernel은 그 주소에 futex가 있었다는 사실을 완전히 잊으므로 futex는 가볍고 확장성이 좋다.
Owner가 lock을 보유한 채 죽는 문제
30-52Robustness는 shared pthread_mutex_t를 보유한 process가 segfault 또는 kill -9로 비정상 종료되는 상황을 처리한다. Waiter는 마지막 owner가 비정상적으로 exit했다는 사실을 알아야 한다.
Robust mutex userspace API에서는 owner가 조기에 exit하면 pthread_mutex_lock()이 error를 반환하고 새 owner가 보호 data를 안전하게 복구할 수 있는지 판단한다.
하지만 kernel이 SEGFAULT 등으로 owner task를 제거하더라도 contention이 없어 futex queue가 없었다면 어떤 lock을 정리해야 하는지 알 수 없다. Crash한 userspace도 스스로 정리할 기회가 없다. 실제로 yum이 lock을 보유한 채 kill -9 또는 segfault되면 해당 futex lock을 release하려고 reboot해야 하는 문제가 대표적인 report였다.
VMA 기반 접근의 비용
54-84전통적인 해결책은 VMA에 pending robust futex 정보를 연결하고 FUTEX_REGISTER, FUTEX_DEREGISTER, FUTEX_RECOVER라는 sys_futex() variant를 추가하는 방식이었다. do_exit()에서 robust_head가 있는지 모든 VMA를 검색한다.
- Locking과 race가 복잡하며 수년간 개발해도 완전히 신뢰할 수 없었다.
- 모든 thread exit마다 모든 VMA를 scan해야 한다.
일반 pthread_exit()는 약 1 microsecond지만 VMA가 수천 또는 수만 개면 scan 때문에 1 millisecond 이상 걸리고 CPU L1/L2 cache도 크게 오염된다. sys_exit_group()에서도 robust futex가 다른 task에서 등록되고 mmap으로 현재 process에 들어왔을 가능성 때문에 scan을 무조건 수행해야 했다.
큰 overhead 때문에 CONFIG_FUTEX_ROBUST로 기능을 끌 수 있게 했지만 generic Linux distribution에서 robust futex를 실용적으로 사용하기 어려웠다.
새 per-thread userspace list 방식
86-106새 방식의 핵심은 glibc가 관리하는 per-thread private robust-lock list다. Userspace는 thread lifetime에 최대 한 번 새 syscall로 list를 kernel에 등록하고 do_exit()에서 kernel이 이 list에 정리할 robust futex가 있는지 확인한다.
흔한 경우 list 자체가 등록되지 않아 비용은 current->robust_list != NULL 비교 한 번뿐이다. 등록했어도 정상 exit에서는 보통 비어 있다. Crash 등 비정상 종료로 list가 남으면 kernel은 userspace pointer를 신뢰하지 않고 조심스럽게 순회한다.
Kernel은 exiting thread가 owner인 lock에 FUTEX_OWNER_DIED bit를 설정하고 waiter가 있으면 하나를 깨운다. do_exit() 시점의 list는 private per-thread 자료로 보장되므로 kernel이 lock 없이 접근할 수 있다.
list_op_pending이 닫는 race window
108-122Glibc는 futex를 획득한 뒤 list에 추가하고, list에서 제거한 뒤 futex를 해제한다. 이 몇 instruction 사이에 thread가 죽으면 획득한 futex가 list에 없어 정리되지 않을 수 있다.
이를 막기 위해 userspace는 per-thread list_op_pending field를 관리한다. Futex 획득을 시도하기 전에 이 field를 설정하고 list add 또는 remove가 끝난 뒤 clear한다. Kernel은 list 반영 직전의 exit에서도 pending entry를 찾아 정리할 수 있다.
나머지 robust-futex cleanup은 userspace에서 처리한다. Ulrich Drepper가 이 mechanism을 사용하는 glibc support를 구현해 robust mutex를 완전히 사용할 수 있게 했다.
VMA 방식과 비교한 장점
124-146- Thread exit에서 모든 VMA를 순회하지 않고 list가 비었는지만 확인하므로 훨씬 빠르다.
- VM 변경이 필요 없고 struct address_space를 건드리지 않는다.
- 개별 lock 등록 syscall이 없어 per-lock 비용 없이 robust mutex를 일반 mutex만큼 가볍게 만들 수 있다.
- Lock마다 kernel allocation을 하지 않는다.
- 별도의 resource limit이 필요 없다.
- Kernel-space recovery call인 FUTEX_RECOVER가 필요 없다.
- Implementation과 locking이 명확하고 VM subsystem과 상호작용하지 않는다.
100만 개 held lock benchmark
148-164| 조건 | 2 GHz CPU 처리 시간 |
|---|---|
| FUTEX_WAIT 설정, contended mutex | 130 ms |
| FUTEX_WAIT 미설정, uncontended mutex | 30 ms |
| Glibc가 100만 번 FUTEX_WAKE를 호출하는 방식 | 256 ms |
Thread가 100만 개 lock을 동시에 보유하는 일은 현실적으로 없고 보통 몇 개뿐이다. 극단적인 수에서도 새 방식이 잘 확장된다는 점을 확인하는 test다.
등록과 조회 syscall
166-189asmlinkage long
sys_set_robust_list(struct robust_list_head __user *head,
size_t len);
asmlinkage long
sys_get_robust_list(int pid, struct robust_list_head __user **head_ptr,
size_t __user *len_ptr);등록은 pointer를 current->robust_list에 저장하는 매우 빠른 동작이다. Robust futex가 널리 쓰이면 미래에는 sys_clone()이 새 thread의 robust-list head를 함께 등록하도록 확장해 별도 syscall도 없앨 수 있다고 문서는 제안한다.
Robust futex를 사용하지 않는 task의 overhead는 사실상 0이고 사용하는 thread도 lifetime 동안 추가 syscall 하나와 빠른 exit cleanup만 부담한다. Kernel 내부에는 normal futex와 robust futex를 구별하는 별도 object type이 없다.
FUTEX_OWNER_DIED와 FUTEX_WAITERS
191-204#define FUTEX_OWNER_DIED 0x40000000
#define FUTEX_WAITERS 0x80000000Exit 시 held futex를 찾으면 kernel은 FUTEX_OWNER_DIED를 설정하고 waiter가 있으면 다음 waiter를 깨운다. Userspace가 나머지 복구를 수행한다. Glibc는 atomic하게 TID를 futex field에 넣어 lock을 획득하고 waiter는 FUTEX_WAITERS bit를 설정한다. 나머지 bit는 TID를 저장한다.
시험과 architecture 지원
206-221새 syscall은 x86과 x86_64에서 시험했고 의도적으로 손상한 userspace list도 안전하게 parse하는지 확인했다. i386과 x86_64 syscall wiring 및 glibc robust-mutex testcase가 문서 작성 당시 동작했다.
다른 architecture도 code 자체는 build되지만 새 syscall 연결은 별도로 필요했다. Syscall을 연결하기 전에 architecture가 futex_atomic_cmpxchg_inatomic() inline function을 구현해야 한다.
일반 futex가 owner death를 모르는 이유
robust-futexes.rst:7-53일반 futex는 uncontended acquire와 release를 user-space 32-bit word의 atomic operation만으로 처리합니다. 경쟁할 때만 FUTEX_WAIT로 kernel queue가 생기고 owner가 FUTEX_WAKE를 호출한 뒤 waiter가 사라지면 kernel은 그 address의 futex를 완전히 잊습니다.
이 lightweight 특성 때문에 owner가 SIGKILL이나 segmentation fault로 죽었을 때 kernel은 그 task가 어떤 uncontended lock을 보유했는지 알 수 없습니다. 죽은 user space도 cleanup할 수 없어 shared pthread mutex waiter가 영원히 잠드는 문제가 생깁니다.