출처 : http://firekokoma.tistory.com/13


많은 개발자들이 리눅스용으로 어플리케이션을 작성하고 있었습니다만 솔라리스10의 수많은 새로운 기능과 썬의 계속되는 AMD, 인텔 프로세서 지원을 통해 개발자들이 솔라리스 플랫폼에서 어플리케이션을 작성하는 것에 대해 관심을 가지게되었습니다. 이 글은 각 운영체제에서의 개발 환경의 유사점과 차이점에 대해 살펴 봅니다. 이 글을 통해 어플리케이션을 리눅스에서 솔라리스로 포팅 하거나, 리눅스에서 개발 경험이 있는 개발자가 솔라리스에서 프로그래밍을 하는 데 도움을 얻을 수 있을 것입니다.

이 글에서 용어 "솔라리스"는 솔라리스 10 (과 오픈 솔라리스)를 나타내고 "리눅스" 는 리눅스 2.6을 나타 냅니다. 이 글에서 다루는 많은 부분들은 솔라리스와 리눅스의 이전 버젼에도 또한 적용될 것입니다. 이 글의 테스트는 SuSe 9.1 하에서 이루어 졌으나 리눅스 배포판이란 범용 리눅스를 뜻합니다. 또한 이 글은 C++ 도 동일하게 수행되겠지만 C 프로그래밍을 작성하는데 촛점을 맞추고 있습니다. 자바 기반의 어플리케이션은 리눅스 혹은 솔라리스에 특정한 함수를 호출해서는 안되는 관계로 어플리케이션은 포팅이 가능할 것입니다.

소개

이 글에서는 솔라리스와 리눅스에서 어플리케이션 프로그래머와 분석가들에게 보여질 수 있는 동일점과 차이점에 대해 생각해 봅니다. 꼭 이것이 차이점에 대한 소모적인 설명을 뜻하거나 어떠한 OS가 상대편 보다 좋다는 것을 보여주는 것은 아닙니다. 이 글은 한쪽 OS에 경험이 많은 개발자가 다른쪽 OS 또한 쉽게 다를 수 있도록 돕는데 그 목적이 있습니다.

POSIX과 호환되며 어떠한 시스템 콜 혹은 라이브러리 함수도 호출하지 않는 간단한 어플리케이션은 어떠한 수정도 없이 두 OS 상에 포팅이 가능할 것입니다. 즉 어플리케이션을 작성하고 솔라리스 혹은 리눅스에서 컴파일 한 다음 다른 OS 에서 간단히 재 컴파일하면 두 곳 모두에서 작동할 수 있습니다. 대부분의 시스템 콜 과 라이브러리 루틴은 이와 같은 것입니다.

리눅스의 많은 시스템 콜들은 솔라리스에 라이브러리 함수 형태로 존재하며, 또한 그 반대도 마찬가지입니다. 예를 들어sched_setscheduler() 는 리눅스에서 시스템 콜이고 솔라리스에서는 priocntl(2) 시스템 콜을 호출 하는 라이브러리 함수 입니다.priocntl(2) 시스템 콜은 리눅스에서는 존재 하지않습니다만 리눅스는 시간 공유, 실시간 이상의 멀티 스케쥴러를 지원하지 않습니다. 뒷부분에서 시스템콜을 기능적 섹션으로 그룹을 묶고 각 OS에서 어떠한 것이 사용 가능한지 비교해 봅니다.

리눅스 세계의 대부분의 어플리케이션과 툴킷은 어떠한 수정도 없이 컴파일이 가능할 것입니다. 여기에는 gcc, emacs, MySQL, perl 외 수많은 것들이 포함되어있습니다. 컴파일된 바이너리 패키지는 http://www.sunfreeware.com 에서 다운로드할 수 있습니다.

리눅스와 솔라리스를 비교 하는 몇몇 글이 존재 하지만 대부분은 이전 버전들을 비교하는 글이었습니다. 이런 글들은 웹에서 "리눅스 솔라리스 비교 " 로 검색해 볼 수 있습니다. Seal Rock Research White Paper (pdf) 은 솔라리스10 과 리눅스 2.6 버젼에 대해 다루고있습니다.Migrating Solaris Applications to Linux 은 솔라리스 어플리케이션을 리눅스로 포팅 하는 것에 대해 몇장에 걸쳐서 다루고 있습니다.

솔라리스와 리눅스는 많은 관리상의 차이점이 존재하며, 한 OS의 각 배포판별로도 많은 차이점이 있습니다 . 솔라리스10은 솔라리스 이전 버젼에 비해 가장 크게 변화된 "서비스 관리 프레임워크(SMF;Service Management Framework)" 라는 기능을 가지고 있습니다. 시스템 관리상의 차이점은 이 글에서 다루지 않지만 개발자에게 영향을 미치는 경우 추후 다루도록 하겠습니다.

시스템 콜과 라이브러리

리눅스에 존재하는 대부분의 시스템 콜과 라이브러리는 솔라리스에도 존재합니다. 이번 문단에서는 두 시스템 간에 각각 다른 시스템 콜과 라이브러리 루틴에 대해 다룹니다.

솔라리스는 시스템 콜의 리스트를 /usr/include/sys/syscall.h 에 보관 합니다. 리눅스는 동일한 정보를 /usr/include/asm/unistd.h에 보관 합니다. (주목할 점은 리눅스와 솔라리스 둘다 unistd.h 와 syscall.h 파일을 가지며 종종 동일한 내용을 가질때도 있다는 사실입니다.)

시스템 콜에 대한 문서는 솔라리스, 리눅스에서 모두 /usr/share/man/man2 에 존재합니다. (솔라리스는 /usr/man 에서 동일한 곳으로 심볼릭 링크가 걸려 있습니다.) 라이브러리 루틴은 메뉴얼의 다양한 섹션에 문서화되어있습니다. 리눅스, 솔라리스의 라이브러리 섹션에 대한 개관을 위해 man intro.3 를 보도록 합니다. 주목할 점은 솔라리스는 라이브러리 루틴을 리눅스보다 더 잘 분류해 놓았다는 점입니다. 예를 들어 aio_read() 는 솔라리스에서 aio_read(3RT) 에 분류되어 있지만 리눅스에서는 aio_read(3)에 분류되어 있습니다. 결과적으로 솔라리스에서 aio_read() 를 사용하는 프로그램을 컴파일할 때 개발자는 반드시 실시간 라이브러리 -lrt 를 통해 실시간 라이브러리를 컴파일/링크 할때 포함시켜야 하지만 리눅스에서는 그럴 필요가 없습니다.

리눅스와 솔라리스는 둘다 200개 이상의 서로 다른 라이브러리를 가지고 있고 라이브러리 내에 50,000 개 정도의 함수를 가지고 있습니다.

다음의 표는 리눅스와 솔라리스의 몇몇 라이브러리를 목록화한 것입니다. 주의할 점은 이것이 전체 목록은 아니라는 것이고 이러한 라이브러리들은 기본 인스톨이 된 시스템에서는 각각 따로 다운로드 및 설치를 해야 한다는 것입니다.

표 1: 리눅스와 솔라리스의 몇몇 라이브러리들
 
 
솔라리스
리눅스
설명
libc
libc
표준 C 라이브러리 (POSIX, SysV, ANSI, 등등.) 솔라리스의 libc man 참조.
libucb
libc
UCB (University California Berkeley) 호환 바이너리
libmalloc
libc
몇가지 서로 다른 malloc 라이브러리가 존재함; 기본 함수는 libc 에 존재.
libsocket
libc
소켓 라이브러리 (리눅스에서는 libc 에 존재).
libxnet
libc
X/Open 네트워킹 라이브러리
libresolv
libresolv
DNS 루틴들 (솔라리스에서는, inet_* routines)
libnsl
libnsl/libc
네트워크 서비스 라이브러리 (리눅스 - nis/nis+ 루틴들)
librpc
librpc
RPC 함수들
libslp
libslp
Service Location Protocol
libsasl
libsasl
간단한 인증과 보안 레이어
libaio
libaio
비동기 I/O 라이브러리
libdoor
 
Door 지원 (door_create()door_return(), 등등.)
librt
librt
POSIX 실시간 라이브러리
libcfgadm
 
설정 관리 라이브러리
libcontract
 
계약 관리 라이브러리 (솔라리스에서 man contract.4 참조)
libcpc
 
CPU 성능 카운터 라이브러리 (리눅스에서는 아마 커널 모듈을 설치해야 할 것임)
libdat
 
직접 접근 전송 라이브러리 (http://www.datcollaborative.org)
libelf
libelf
ELF 지원 라이브러리
libm
libm
수학 라이브러리

다음 섹션에서는 몇가지 시스템 콜과 라이브러리들에 대해 좀 더 자세히 알아 봅니다. 시스템 간의 차이점에 대해 집중하겠습니다.

소켓과 네트워킹

대부분의 소켓, 네트워킹 코드는 반드시 사용하는 OS에 따라 다시 재컴파일 되어야 하고 반드시 실행이 가능해야 합니다. 이 섹션은 솔라리스와 리눅스에서 보편적으로 사용되는 네트워크에 관련된 시스템 콜과 라이브러리를 비교합니다.

socket()

socket() 루틴, 이에 덧붙여서 AF_UNIXAF_INET, 와 AF_INET6 도메인 매개변수들은 솔라리스와 리눅스에서 추가적인 값을 각각 가지고 있습니다. 솔라리스에서 AF_NCA 도메인은 소켓에 네트워크 캐쉬 혹은 가속기 (nca(1) 참조)를 지정하여 사용 할 수 있도록 합니다. 대부분의 어드레스 패밀리(도메인들)은 리눅스, 솔라리스에 둘다 존재 합니다. 주의: 솔라리스에 /usr/include/sys/socket.h 그리고 리눅스에/usr/include/linux/socket.h 를 비교하여 가능한 어드레스 패밀리를 참고 하시기 바랍니다. 그러나 개발자는 몇몇 이러한 도메인을 지원하는 코드를 작성 혹은 다운로드 받아야 할지도 모릅니다.

리눅스는socket(2) 맨 페이지에 기술된 대로 몇가지 추가적인 도메인을 가지고 있습니다. 기술된 추가적인 도메인은 다음과 같습니다:

  • AF_IPX - Novell IPX 프로토콜(아마도 오로지 수세를 위한 것임?).
  • AF_NETLINK - 커널/유저 인터페이스 디바이스로 유저가 커널 모듈에 접근 할 수 있도록 허락해 줌. 주의: 솔라리스에서는 다른 방법으로 똑같은 일을 할 수 있는 방법이 존재 함(리눅스에서도 마찬가지).
  • AF_X25 - X25 프로토콜. 솔라리스에서 이 도메인은 Solstice X.25 제품에 포함되 있음.
  • AF_AX25 - 아마츄어 라디오 AX.25 프로토콜.
  • AF_ATMPVC - ATM 상의 영구적인 가상 서킷.
  • AF_APPLETALK - 리눅스의 man ddp 참고. 솔라리스에도 존재 하지만 문서화 되어 있지는 않음.
  • AF_PACKET - 리눅스의 man packet.7 참고. Raw 패킷 인터페이스. 솔라리스에서는 NIC 디바이스를 열고 use getmsg(2)/putmsg(2) 를 사용하여 DLPI를 통한 raw 패킷을 전송/수신 할 수 있음. (DLPI에 대한 자세한 설명은 Data Link Provider Interface (DLPI), Version 2 를 참조).
bind()

리눅스 멘 페이지 (man bind.2) 는 AF_INET 와 AF_UNIX 사이의 어드레스 패밀리 차이점에 대한 정보를 포함하고 있음. 솔라리스는 man bind.3socket 을 참조.

listen()

리눅스와 솔라리스 둘다 backlog 매개 변수는 (listen()의 두번째 매개변수) 수락되길 기다리고 있는 접속된 큐의 길이를 나타 내고 있음. 리눅스 맨 페이지에서는 이렇게 설명 하고 있고 솔라리스 멘 페이지에서는 그냥 "지연되고 있는 연결 큐"라고 설명되어 있습니다.

accept()

리눅스는 3가지의 연결 기반 소켓 타입을 지원합니다: SOCK_STREAMSOCK_SEQPACKET, 그리고 SOCK_RDM 반면 솔라리스에서는 오직SOCK_STREAM 만 기술 되어 있습니다. 리눅스 구현에서는 몇가지 소켓 플래그를 상속 하지 않습니다. 이 것이 구현의 차이점을 불러 왔을 것입니다.

connect()

리눅스 멘페이지는 (man connect.2SOCK_SEQPACKET 를 기술 하고 있지만 솔라리스에서는 기술되어 있지 않습니다. 리눅스는 struct sockaddr 내의 sa_family 를 AF_UNSPEC 으로 세팅해서 주소에 연결 함으로써 비연결 소켓과 connect() 을 구분하고 있습니다. 이러한 동작은 솔라리스에는 기술되어 있지 않습니다.

send()/recv()

다른 소켓 라이브러리 함수들과 같이, 이러한 함수들은 두 시스템에서 거의 동일하게 동작합니다. 리눅스는 멘페이지에서 몇가지 추가적인flags 매개 변수를 가지고 있습니다.

shutdown()

솔라리스와 리눅스간에 주목할만한 차이점은 없습니다.

네트워킹 예제

몇가지 차이점이 들어나는 어플리케이션을 확인 하는 것이 유용할 것입니다. tracedump 프로그램은 패킷 캡춰 라이브러리 (libpcap) 를 이용하여 유저 레벨에서의 이더넷 패킷을 읽어 들입니다. 이 코드는 raw 이더넷이 솔라리스, 리눅스 간에 상당히 다름을 알아 낼 수 있습니다. (libpcap 은 FreeBSD, HP-UX, AIX 같은 서로 다른 시스템 간의 차이점을 알아 내는데 유용할 수 있습니다.) libpcap에서 응용 가능한 코드는pcap-linux.c 와 pcap-dlpi.c에 존재합니다. DLPI 코드는 솔라리스, HP-UX, AIX, 그리고 다른 운영체제를 위해 사용 됩니다. 리눅스는 표준socket 호출을 통해 raw 소켓 패킷을 읽어 들일 수 있는 방법을 제공합니다. 솔라리스는 getmsg(2) 와 putmsg(2) 를 호출해서 DLPI 패킷을 주고 받습니다.

다음의 코드는 솔라리스의 네트워크 인터페이스에서 유저-레벨 패킷을 캡춰 하는 방법을 나타내고 있습니다. 바로 뒤에 리눅스에서 동일한 작업을 하는 코드가 따라 옵니다. 이 코드는 libpcap 라이브러리의 매우 엄청난 간략화 버젼입니다.

#include <sys/types.h>
#include <sys/dlpi.h>
#include <sys/stream.h>
#include <stdio.h>

#include <errno.h>
#include <stropts.h>
#include <unistd.h>
#include <fcntl.h>
#include <string.h>

int
main(int argc, char *argv[])
{
    register char *cp;
    int fd;
    dl_info_ack_t *infop;
    union DL_primitives dlp;
    dl_info_req_t inforeq;
      dl_bind_req_t    bindreq;
    dl_attach_req_t attachreq;
    dl_promiscon_req_t promisconreq;
    struct    strbuf    ctl, data;
    int    flags;
    char buffer[8192];
    dl_error_ack_t *edlp;

    fd = open(argv[1], O_RDWR);  /* for instance, /dev/elxl0 */

    /* attach to a specific interface */
    attachreq.dl_primitive = DL_ATTACH_REQ;
    attachreq.dl_ppa = 0;  /* assume we want /dev/xxx0 */
    ctl.maxlen = 0;
    ctl.len = sizeof(attachreq);
    ctl.buf = (char *)&attachreq;
    flags = 0;
    /* send attach req */
    putmsg(fd, &ctl, (struct strbuf *)NULL, flags);
    ctl.maxlen = sizeof(dlp);
    ctl.len = 0;
    ctl.buf = (char *)&dlp;
    /* get ok ack, may contain error */
    getmsg(fd, &ctl, (struct strbuf*)NULL, &flags);

    memset((char *)&bindreq, 0, sizeof(bindreq));
    /* the following bind might not need to be done */
    bindreq.dl_primitive = DL_BIND_REQ;
    bindreq.dl_sap = 0; 
    bindreq.dl_max_conind = 1;
    bindreq.dl_service_mode = DL_CLDLS;
    bindreq.dl_conn_mgmt = 0;
    bindreq.dl_xidtest_flg = 0;
    ctl.maxlen = 0;
    ctl.len = sizeof(bindreq);
    ctl.buf = (char *)&bindreq;
    flags = 0;
    /* send bind req */
    putmsg(fd, &ctl, (struct strbuf *)NULL, flags);
    ctl.maxlen = sizeof(dlp);
    ctl.len = 0;
    ctl.buf = (char *)&dlp;
    /* get bind ack */
    getmsg(fd, &ctl, (struct strbuf*)NULL, &flags);

    promisconreq.dl_primitive = DL_PROMISCON_REQ;
    promisconreq.dl_level = DL_PROMISC_PHYS;
    ctl.maxlen = 0;
    ctl.len = sizeof(promisconreq);
    ctl.buf = (char *)&promisconreq;
    flags = 0;
    /* send promiscuous on req */
    putmsg(fd, &ctl, (struct strbuf *)NULL, flags);
    ctl.maxlen = sizeof(dlp);
    ctl.len = 0;
    ctl.buf = (char *)&dlp;
    /* get get ok ack */
    getmsg(fd, &ctl, (struct strbuf*)NULL, &flags);

    promisconreq.dl_primitive = DL_PROMISCON_REQ;
    promisconreq.dl_level = DL_PROMISC_SAP;
    ctl.maxlen = 0;
    ctl.len = sizeof(promisconreq);
    ctl.buf = (char *)&promisconreq;
    flags = 0;
    /* send promiscuous on req */
    putmsg(fd, &ctl, (struct strbuf *)NULL, flags);
    ctl.maxlen = sizeof(dlp);
    ctl.len = 0;
    ctl.buf = (char *)&dlp;
    /* get get ok ack */
    getmsg(fd, &ctl, (struct strbuf*)NULL, &flags);

    /* read and echo to stdout whatever comes to us */
    while (1) {
      data.buf = buffer;
      data.maxlen = sizeof(buffer);
      data.len = 0;
      ctl.buf = (char *) &dlp;
      ctl.maxlen = sizeof(dlp);
      ctl.len = 0;
      flags = 0;
      getmsg(fd, &ctl, &data, &flags);
      write(1, "\nCTL:\n", 6);
      write(1, ctl.buf, ctl.len);
      write(1, "\nDAT:\n", 6);
      write(1, data.buf, data.len);
    }
}

솔라리스 코드는 DLPI 요청을 만들고 DLPI 응답을 받아서 인터페이스에게 인터페이스에 도착하는 모든 패킷의 카피를 만들도록 요청 합니다.

리눅스의 코드는 훨씬 간단합니다. socket(2) 콜은 raw 패킷을 지정할 수 있도록 허락합니다. 리눅스는 DLPI나 STREAMS을 사용하지 않습니다.

#include <errno.h>
#include <stdlib.h>
#include <unistd.h>

#include <fcntl.h>
#include <string.h>
#include <sys/socket.h>
#include <sys/ioctl.h>
#include <net/if.h>
#include <netinet/in.h>

#include <linux/if_ether.h>
#include <linux/if_packet.h>
#include <net/if_arp.h>
#include <stdio.h>

int
main(int argc, char *argv[])
{
    int    sock_fd = -1;
    struct sockaddr_ll    sll, from;
    struct packet_mreq    mr;
    socklen_t    fromlen;
    int        packet_len;
    char        buffer[8192];

    sock_fd = socket(PF_PACKET, SOCK_RAW, htons(ETH_P_ALL));

    memset(&sll, 0, sizeof(sll));
    sll.sll_family    = AF_PACKET;
    sll.sll_ifindex    = 0;
    sll.sll_protocol    = htons(ETH_P_ALL);

    bind(sock_fd, (struct sockaddr *) &sll, sizeof(sll));

    while (1) {
      fromlen = sizeof(from);
      packet_len = recvfrom(
        sock_fd, buffer, sizeof(buffer), MSG_TRUNC,
        (struct sockaddr *) &from, &fromlen);
      write(1, buffer, packet_len);
    }
}

프로세스/프로세서 관리

솔라리스와 리눅스에서프로세스 는 프로그램의 동작하고 있는 실체 입니다. 솔라리스와 리눅스(2.6)에서 프로세스는 주소 공간을 위한 컨테이너 이자 하나 혹은 이상의 쓰레드 입니다. 시스템의 모든 프로세스들은 특수한 프로세스 ID(PID)를 가지고 있고 프로세스가 종료 된 후에도 일정 기간동안 유일성이 유지됩니다. 프로세스들은 fork(2) 와 이와 비슷한 동작을 하는 것들에 의해 만들어 집니다. 리눅스에서 프로세스(그리고 쓰레드)는 clone(2)을 사용하여 생성될 수 있습니다. 그러나 pthread_create(3) 가 좀더 포팅이 용이 합니다. 솔라리스에서 기술되지 않은 lwp_create() 시스템 콜은 어떠한 면에서 clone(2)과 비슷합니다.

vfork() 는 두 시스템에서 모두 비슷하게 동작합니다. 솔라리스는 fork1() 과 forkall() 을 가지고 있습니다. fork1() 의 경우, 자식 프로세스는 오직 fork() 콜을 실행 시키는 쓰레드를 가지도록 합니다; forkall() 의 경우, 부모 프로세스 안의 모든 쓰레드는 자식에게 복사 됩니다. 기본 fork 는 fork1() 입니다. forkall() 은 반드시 명시적으로 사용되어야 합니다. forkall() 은 리눅스에서는 존재 하지 않습니다.

ps -elfL 커맨드는 리눅스와 솔라리스 둘다에서 프로세스 내의 쓰레드를 확인 하는데 사용될 수 있습니다. 두 시스템 모두 LWP 의 숫자와 프로세스내의 각 쓰레드의 lwpid 를 보여 줍니다. 알아둘 점은 리눅스에서 lwpid 는 프로세스들 간에서도 유일한 숫자 입니다. 솔라리스에서lwpid는 프로세스 안에서만 유일합니다. 리눅스에서 멀티쓰레드 프로세스의 프로세스 ID는 사실 쓰레드 그룹의 ID입니다. 쓰레드 그룹 ID는 메인 쓰레드의 프로세스 ID와 동일 합니다. Sending a signal to any lwpid 에 시그널(kill(1)/kill(2)을 이용해서) 을 보내는 것은 프로세스에 시그널을 보내는 것과 동일 합니다. 솔라리스에서 사용자는 pid 로 시그널을 보냅니다. 두경우에서 만약 기본 동작이 취해진다면, 프로세스는 일반적으로 종료되고 쓰레드는 모두 중지 됩니다. ps(1) 맨페이지에서 자세한 사항을 참고 바랍니다.

리눅스와 솔라리스는 둘다 프로세서에 프로세스를 바인딩 하는 구문을 제공합니다. 리눅스는 각 프로세서를 상호배타적으로 사용한다는 가정하에 바인딩을 허락 합니다. 솔라리스는 배타적인 사용을 위해 프로세서의 셋에 바인딩 하는 것을 허락합니다. (CPU fencing 이라 불림) 그러나 그룹을 상호배타적인 용도로 바인딩 하는 것을 허락 하지 않습니다 (솔라리스 존은 제외). 리눅스는 CPU fencing 메카니즘을 가지고 있지 않습니다. 그러나 웹에서 관련된 구현은 찾을 수 있습니다. (예들 들어 bullopensource.org 사이트의 CPUSETS for Linux page ). 바인딩 작업을 하는 리눅스 시스템 콜은 sched_setaffinity(2) 와 sched_getaffinity(2) 입니다. 솔라리스에서는 다음과 같습니다:

  • processor_bind(2) 는 프로세서에 LWP 혹은 프로세를 바인드/언바인드
  • pset_create(2) 프로세서 셋을 셋팅
  • pbind(1) 와 psrset(1) 은 커맨드 라인 인터페이스를 제공

완벽한 설명을 위해 ps(1) 커맨드의 리눅스, 솔라리스 에서의 출력이 Threads 섹션에 기록되어 있습니다.

리눅스와 솔라리스 시스템에서 모든 형태의 exec 시스템 콜은 execve(2) 를 결과적으로 호출 하도록 되어 있습니다. 솔라리스 문서는 같은 맨 페이지에 6가지의 exec(2) 종류를 제공하고 있습니다. 리눅스의 exec(3) 맨 페이지에서는 execvexeclexecleexeclp, 그리고execvp 가 기록되어 있스빈다. 분리된 페이지로 execve(2) 를 다루고 있습니다.

/proc 파일 시스템은 리눅스와 솔라리스 상에서 약간 상이 합니다. 두개의 시스템에서 모두 /proc 는 현재 시스템에서 동작하고 있는 프로세스들의 ID들을 파일 이름으로 가지고 있는 파일들을 포함 합니다. 각 PID 로 명명된 파일들은 디렉토리가 됩니다. 리눅스의 /proc 는 다양한 다른 프로세스 이름과 더불어 다양한 다른 이름의 디렉토리들을 포함합니다. 이러한 것들의 대부분은 프로세서, 디바이스, 시스템 통계를 다루고 있습니다. 리눅스에서 사용자는/proc 을 통해 프로세스, 프로세서, 디바이스, 메인 아키텍쳐 등의 정보를 얻습니다. 솔라리스에는 이러한 종류의 정보를 보통 커맨드를 통해 얻습니다. 예를 들어 prtconf(1) 는 솔라리스의 머신 설정 정보를 얻는데 사용될 수 있습니다. 리눅스에서는 /proc 에 존재하는 파일을 조사 함으로써 정보를 얻습니다.

솔라리스에서 프로세스가 사용하는 가상 주소 공간에 대한 정보는 pmap(1) 을 사용하여 얻을 수 있고 리눅스에서는 /proc/pid/maps 파일을 봄으로써 얻을 수 있습니다. 솔라리스의 pmap(1) 과 리눅스의 proc(5) 맨페이지를 참고 하시기 바랍니다.

<-- on solaris, address space of this instance of bash -->
bash-3.00$ pmap -x $$  
1043:    /usr/bin/bash -i
 Address  Kbytes     RSS    Anon  Locked Mode   Mapped File
08045000      12      12       4       - rw---    [ stack ]
08050000     528     468       -       - r-x--  bash
080E3000      76      72       8       - rwx--  bash
080F6000     124     108      40       - rwx--    [ heap ]
FED8E000       4       4       -       - rwxs-    [ anon ]
FEDA0000       4       4       -       - rwx--    [ anon ]
FEDB0000     760     660       -       - r-x--  libc.so.1
FEE7E000      24      24       8       - rw---  libc.so.1
FEE84000       8       8       -       - rw---  libc.so.1
FEE90000      24       8       4       - rwx--    [ anon ]
FEEA0000     524     324       -       - r-x--  libnsl.so.1
FEF33000      20      20       4       - rw---  libnsl.so.1
FEF38000      32       -       -       - rw---  libnsl.so.1
FEF50000      44      40       -       - r-x--  libsocket.so.1
FEF6B000       4       4       -       - rw---  libsocket.so.1
FEF70000       4       4       4       - rwx--    [ anon ]
FEF80000     144     132       -       - r-x--  libcurses.so.1
FEFB4000      28      24       -       - rw---  libcurses.so.1
FEFBB000       8       -       -       - rw---  libcurses.so.1
FEFC0000       4       4       -       - r-x--  libdl.so.1
FEFC7000     140     140       -       - r-x--  ld.so.1
FEFFA000       4       4       4       - rwx--  ld.so.1
FEFFB000       8       8       4       - rwx--  ld.so.1
-------- ------- ------- ------- -------
total Kb    2528    2072      80       -
bash-3.00$ 

리눅스에서 동일한 정보는 아래의 그림 1 을 참고 바랍니다. 알아둘 점은 리눅스는 라이브러리의 완전한 경로 이름을 보여 준다는 것입니다.(결과는 라이브러리 이름을 보여주기 위해 약간 수정 되었음) 솔라리스에서 라이브러리의 완전한 경로 이름을 얻기 위해서는 pldd(1)를 사용합니다 .

 
사용자 삽입 이미지
그림 1: 리눅스에서 프로세스에 의해 사용된 가상 공간 주소를 검사


쓰레드

리눅스와 솔라리스는 POISIX 쓰레드를 지원 합니다. 리눅스는 The Native POSIX Thread Library for Linux 를 통해서 솔라리스는 표준 C 라이브러리의 일부로 제공하고 있습니다. Multithreaded Programming Guide 에 특별히 Chapter 5 Programming with the Solaris Software,를 참고하시기 바랍니다. Multithreading in the Solaris Operating Environment 문서도 추천할 만 합니다.

POSIC 쓰레드에 덧붙여서 솔라리스는 "솔라리스 쓰레드"를 제공합니다. threads(5) 맨 페이지는 POSIX 쓰레드 라이브러와 솔라리스 쓰레드 라이브러리의 유사점과 차이점에 대해 설명하고 있습니다. 구현은 상호 운용이 가능하고 동일한 어플리케이션에서 조금의 주의를 기울이면 같이 사용할 수 있습니다. 다음의 내용은 맨 페이지에서 바로 가져온 것입니다.

동일점

libpthread 와 libthread 라이브러리에 존재하는 대부분의 함수들은 각각의 라이브러리에 동일한 역할을 하는 함수를 가지고 있습니다. 세마포어 이름을 제외한 POSIX 함수의 이름은 "pthread" 프리픽스를 가지고 있습니다. POSIX와 솔라리스의 비슷한 함수 들은 유사한 끝부분을 가지고 있습니다. 전형적으로 POSIX 함수와 솔라리스 함수들은 같은 숫자의 인수들을 가지고 있습니다.

차이점
  • POSIX 쓰레드가 좀더 포팅이 용이 합니다.
  • POSIX 쓰레드는 설정이 가능한 속성 오브젝트에 따라 각 쓰레드에 특성을 가진 쓰레드를 만드는 것이 가능합니다.
  • POSIX 쓰레드는 쓰레드 취소를 구현하고 있습니다.
  • POSIX 쓰레드는 스케쥴링 알고리즘을 준수하고 있습니다.
  • POSIX pthreads 는 fork(2) 콜을 위한 클린-업 핸들러를 허용하고 있습니다.
  • 솔라리스 쓰레드는 중지/재개가 가능합니다.
  • 솔라리스 쓰레드는 견고한 뮤텍스 락을 가진 인터프로세스를 구현하고 있습니다.
  • 솔라리스 쓰레드는 데몬 쓰레드를 구현하여 프로세스를 종료할때 대기하지 않아도 됩니다.

아래의 프로그램은 간단한 멀티 쓰레드 프로그램입니다. 각 OS 에서 멀티 쓰레드 어플리케이션이 동작하는데에는 큰 차이가 없음을 알 수 있습니다. 물론 바닥에 있는 구현방법에는 몇가지 차이점이 있을 것입니다.

#include <pthread.h>
#include <stdio.h>

void *fcn(void *);

int
main(int argc, char *argv[])
{
    pthread_t tid;

    pthread_create(&tid, NULL, fcn, NULL);
    (void) printf("main thread id = %x\n", pthread_self());
    pthread_join(tid, NULL);
}

void *
fcn(void *arg)
{
    printf("new thread id = %x\n", pthread_self());
}

다음을 이용해서 솔라리스 플랫폼에서 프로그램을 컴파일 하고 수행 시킵니다:

bash-3.00$ cc simplepthread.c -o simplepthread
bash-3.00$ ./simplepthread
main thread id = 1
new thread id = 2
bash-3.00$ 

솔라리스에서 gcc 를 사용 하면 똑같은 결과를 얻을 수 있을 것입니다. 리눅스에서는 다음과 같이 나타 납니다:

max@linux:~/source> cc simplepthread.c
/tmp/cc8u7kZs.o(.text+0x1e): In function `main':
simplepthread.c: undefined reference to `pthread_create'
/tmp/cc8u7kZs.o(.text+0x4a):simplepthread.c: undefined reference
       to `pthread_join'
collect2: ld returned 1 exit status
max@linux:~/source> cc simplepthread.c -lpthread -o simplepthread
max@linux:~/source> ./simplepthread
main thread id = 4015c6c0
new thread id = 4035cbb0
max@linux:~/source> 

리눅스에서 POSIX 쓰레드 라이브러니는 반드시 명시적으로 링크되어야 합니다. 알아둘 점은 솔라리스 9 혹은 그 전에 버젼 역시 명시적으로 링크되어야 한다는 것입니다. 솔라리스10에서 POSIX 쓰레드는 표준 C 라이브러리에 존재 합니다. (libc.so). 또 한가지 알아 둘 점은 솔라리스는 1부터 꾸준히 증가하는 숫자를 쓰레드 ID로 지정 한다는 것입니다. 리눅스는 pthread 구조체의 사용자영역 가상 주소를 사용 합니다(구조체는 내부적으로 쓰레드 라이브러리에서 사용됨).

쓰레드는 두 시스템 모두에서 ps(1) 커맨드 혹은 /proc 파일 시스템을 통해 보여질 수 있습니다. 그림 2는 솔라리스의 ps(1) 커맨드 출력을 나타 내고 그림 3은 리눅스에서의 출력을 나타 냅니다. 여기서 알 수 있는 것은 똑같은 옵션을 주었을때 두 머신에서의 출력은 유사 하다는 것입니다.

사용자 삽입 이미지
그림 2: 솔라리스에서의 ps(1) 커맨드 출력


 
사용자 삽입 이미지
그림 3: 리눅스에서의 ps(1) 커맨드 출력


이 커맨드는 상태, 유저, PID, 부모 PID, LWP ID, LWP의 숫자 (유저 프로세스를 위한 숫자. 이것은 쓰레드의 숫자를 의미함), 스케줄링 클래스, 스케줄링 우선순위, 유저영역 가상 사이즈, 대기 채널, 시작 시간, tty, 수행 시간, 그리고 커맨드등을 보여 줍니다. 리눅스 ADDR 를 리포트 하지 않습니다. 그리고 솔라리스는 커널이 프로세스를 유지하는데 사용하는 proc_t 자료 구조의 (커널) 가상 어드레스를 보여 줍니다. 리눅스는WCHAN 을 심볼로 보여 주고 솔라리스는 그것을 주소로 보여 줍니다. 솔라리스에서 WCHAN 컬럼은 쓰레드가 블록됐을때 동기화 변수의 주소를 나타 냅니다. 리눅스에서 WCHAN 은 쓰레드가 sleep 상태 일때의 루틴을 나타냅니다. 솔라리스에서 똑같은 정보를 얻기 위해서는 mdb -k에서::threadlist -v 를 입력 합니다.

알아둘점은 64-비트 커널이 돌아가는 머신(SPARC 혹은 AMD64 아키텍쳐) 에서 ADDR 과 WCHAN 필드는 물음표를 나타낼 것입니다. 이 두 변수의 값을 보기 위해서는 ps -e -o addr,wchan,comm 을 입력합니다.

보통 사용자는 어플리케이션 쓰레드가 무엇을 하는지에 대해 관심이 많을 것입니다. 이럴때에는 pstack(1) 을 이용 합니다. 리눅스에서는pstack 을 이용합니다. 그러나 반드시 이것은 다운로드 받아져야 합니다. http://rpmfind.net/linux/RPM/ 를 참조 바랍니다. 주의할 점은 이것은 오직 하나의 쓰레드의 백트레이스 스택 많을 제공 한다는 것입니다(쓰레드 ID가 인수의 하나로 넘겨짐) 만약 모든 쓰레드의 백트레이스를 원한다면 쓰레드 ID를 하나의 분리된 인수로 넘겨 주어야 합니다.

 <-- get user-level stack(s) of a process on Solaris -->
bash-3.00$ pstack `pgrep mozilla-bin` 
21528: /usr/sfw/bin/../lib/mozilla/mozilla-bin -UILocale en-US
-----------------  lwp# 1 / thread# 1  --------------------
 fef68967 pollsys  (896dac8, 9, 0, 0)
 fef2b2aa poll     (896dac8, 9, ffffffff) + 52
 fe793242 g_main_context_iterate () + 39d
-----------------  lwp# 2 / thread# 2  --------------------
 fef68967 pollsys  (fbf5bd04, 1, 0, 0)
 fef2b2aa poll     (fbf5bd04, 1, ffffffff) + 52
 fede047d _pr_poll_with_poll (816fa0c, 1, ffffffff, fbf5bf64,
                                 fc0558aa, 816fa0c) + 2d5
 fede05f1 PR_Poll  (816fa0c, 1, ffffffff) + 11
 fc0558aa __1cYnsSocketTransportServiceEPoll6M_i_ (816f6b8) + 58
 fc055f7d __1cYnsSocketTransportServiceDRun6M_I_ (816f6b8) + 18f
 fc3d1262 __1cInsThreadEMain6Fpv_v_ (816eb60) + 32
 fede1693 _pt_root (816fcc0) + 9e
 fef67b30 _thr_setup (feec2400) + 51
 fef67f40 _lwp_start (feec2400, 0, 0, 0, 0, 0)
-----------------  lwp# 4 / thread# 4  --------------------
 fef67f7b lwp_park (0, fa87deb8, 0)
 fef620bb cond_wait_queue (825cfec, 816b8d0, fa87deb8, 0) + 3e
 fef62462 cond_wait_common (825cfec, 816b8d0, fa87deb8) + 1e9
 fef62691 _cond_timedwait (825cfec, 816b8d0, fa87df38) + 4a
 fef62722 cond_timedwait (825cfec, 816b8d0, fa87df38) + 27
 fef62761 pthread_cond_timedwait (825cfec, 816b8d0,
                                    fa87df38) + 21
 feddc598 pt_TimedWait (825cfec, 816b8d0, f1c) + b8
 feddc767 PR_WaitCondVar (825cfe8, f1c) + 64
 fc3d417e __1cLTimerThreadDRun6M_I_ (81e5108) + 16e
 fc3d1262 __1cInsThreadEMain6Fpv_v_ (820d690) + 32
 fede1693 _pt_root (820e6b0) + 9e
 fef67b30 _thr_setup (fb520400) + 51
 fef67f40 _lwp_start (fb520400, 0, 0, 0, 0, 0)
bash-3.00$ 

리눅스에서의 동일한 결과가 아래에 있습니다. 흥미로운 것은 Mozilla나 xemacs 같은 프로그램은 리눅스에서 strip 되 있고 솔라리스에서는 strip 되있지 않습니다.

max@linux:~> cd /proc/`pgrep mozilla`/task
max@linux:/proc/3991/task> pstack *

3991: /opt/mozilla/lib/mozilla-bin
(No symbols found)
0xffffe410: ???? (8803488, 8, ffffffff, 8803488, 9, 400fbea0) + 40
0x404b0a6d: ???? (8129258, 4035236c, 57f, 4011e4e6, 4048de14,
                   403513c4) + 20
0x404b0d07: ???? (814b898, 814b898, 0, 0, 415a8f64, 814b898) + 30
0x401dc11f: ???? (8106350, bfffee80, bfffede8, 807673e, 8084cf4, 0)
0x415c4006: ???? (8106350, 0)
0x414fbae4: ???? (8105ee8, 0, 8079c2c, bfffee90, 80a67b8,
                      40ad841c) + 1f0
0x08059b7c: ???? (80e7f08, bffff058, 40017068, 14, 4081ccf8,
                       1) + 90
0x08055a47: ???? (1, bffff134, bffff13c, 4081ccf8, 406eebd0,
                     400168c0) + 40
0x405f2500: ???? (8055840, 1, bffff134, 80557b0, 8055740, 
                     4000d330) + 40000ed8

4001: /opt/mozilla/lib/mozilla-bin
(No symbols found)
0xffffe410: ???? (413eb7f0, 1, ffffffff, 18, 413eb7f8, 0) + 230
0x400c7439: ???? (818911c, 1, ffffffff, 40c5a0a8, ffffffff,
                   8188dec)
0x40bc8a52: ???? (8188dc8, 8188df4, 1, 8188dec, 8188f7c, 1) + 10
0x40bc8bcb: ???? (8188dc8, 413ebbb0, 40102ce0, 400d5238,
                   8189478, 0)
0x40a8da6b: ???? (81893f8, 8189478, 4000ca40, 40102be8, 0, 0)
0x400cb7a6: ???? (8189478, 413ebac4, 0, 0, 0, 0) + 54
0x400fa9dd: ???? (413ebbb0, 0, 0, 0, 0, 0) + bec144d4

4004: /opt/mozilla/lib/mozilla-bin
(No symbols found)
0xffffe410: ???? (40656756, 400d5238, 81ed160, 81ed2d0, 41ffba08,
                   400c5721) + 170fd55
crawl: Input/output error
Error tracing through process 4004
0x1afcdbf8: ????max@linux:/proc/3991/task> 

솔라리스 쓰레드는 기본적으로 유저 스택 사이즈를 1MB로 지정 합니다. 리눅스에서는 2MB 입니다.(수세 9.1)

동기화

두 운영체제는 POSIX 동기화 메카니즘을 지원합니다(예: 뮤텍스, 조건 변수, 읽기/쓰기 락, 세마포어, 베리어등) 기본적으로 메카니즘은 뮤텍스에 바탕을 두고 있습니다. 솔라리스에서 사용자-레벨의 뮤텍스는 "adaptive" 스핀 락을 사용해서 구현 됩니다. 리눅스에서 메카니즘은 "futex" 혹은 fast user level mutex 입니다. 두 메카니즘 모두 비경합 조건에서 커널에 들어가는 것을 회피 하고 반드시 비교할수 있을 만한 성능과 동작을 제공해야 합니다.

솔라리스 사용자-레벨의 "adaptive" 스핀 뮤텍스는 Multithreading in the the Solaris Operating Environment (pdf) 에 자세한 설명이 있습니다. 리눅스의 futex는 Futexes Are Tricky (pdf) 에 자세한 설명이 있습니다.

솔라리스 메카니즘인 lwp_park() 와 lwp_unpark() 그리고 리눅스 메카니즘인 futex_up() 와 futex_down() 은 어플리케이션에서 사용될 수 있습니다. 그러나 필자는 어떠한 소스 코드 예제도 찾지 못했습니다. 아마도 POSIX API들을 사용 하는 것이 가장 좋을 것입니다. 만약 POSIX 라킹 메카니즘에 상대적인 속도 차이를 비교하고자 한다면 (혹은 다양한 다른 라이브러리 루틴, 시스템 콜의 성능 같은) 필자는 libmicro 마이크로 벤치마크의 카피를 얻을 것을 관장하고 그것을 솔라리스와 리눅스에서 사용해 보길 권장 합니다. (libmicro는 여기 에서 다운로드 받으실 수 있습니다)

메모리 관리

커널의 메모리 다루는 방법에 대한 차이를 설명하는 대신 필자는 유저 레벨에서 몇가지 다른 메모리 할당 라이브러리가 존재 하고 대부분 두 OS 에서 사용 할 수 있음 만을 밝히려고 합니다. 유저레벨 메모리 할당자의 비교는 SDN의 A Comparison of Memory Allocators in Multiprocessors 에서 찾아 보실 수 있습니다. http://gee.cs.oswego.edu/dl/html/malloc.html 에 "A Memory Allocator" 는 리눅스에서 사용되는 (조금 지난) 메모리 할당자들에 대한 설명을 포함 하고 있습니다. 또한 소스 코드에서도 관련 커멘트를 찾아 볼 수 있습니다.

타이머

어플리케이션 레벨에서 솔라리스와 리눅스는 둘다 timer_create()timer_delete(), 그리고 nanosleep() 를 포함한 POSIX 타이머 루틴을 제공합니다. 솔라리스는 추가적으로 CLOCK_HIGHRES 라는 타이머를 제공하며 이것은 최적의 하드웨어 소스를 사용하도록 시도 하고 nano 초 수준의 정밀함을 제공 할 것입니다. CLOCK_HIGH_RES 타이머는 아마 미슷한 수준의 정밀성을 리눅스에서 제공할 것입니다. 그러나 커널 패치의 일부로 설치 되어야 합니다.(http://high-res-timers.sourceforge.net/ 에서 고 정밀도 타이머 프로젝트의 홈페이지를 찾으실 수 있습니다). 다음의 예제 코드는 CLOCK_HIGHRES 타이머를 사용하여 유저가 지정한 간격, 유저가 지정한 시간 동안 타이머가 동작 하도록 합니다. 간격은 nano 초 수준으로 지정 되고 동작 시간은 초 수준으로 지정 됩니다. 프로그램이 실행을 완료 하면 타이머가 몇번 동작 했는지와 타이머가 "overrun" 했는지 숫자로 보여 줍니다. 여기서 "overrun" 값이란 타이머가 처음 동작한 시간(시그널이 생성되도록 함)과 시그널이 처리되는 시간 (timer_getoverrun(3RT) 참조) 과의 차이를 의미 합니다. 간격을 너무 짧게 줄 경우 시스템이 정지해 버릴 수도 있습니다.

#include <pthread.h>
#include <sys/types.h>
#include <stdio.h>
#include <stdlib.h>
#include <signal.h>
#include <time.h>

#include <errno.h>

#define DURATION 120    /* default time to run in seconds */

  /* default .5 seconds in nanosecs */
#define INTERVAL (1000*1000*500)

void* timer_fcn(void* arg);
void* signaler_thd(void* arg);

/* Program globals */
extern int errno;
int duration = DURATION;
int interval = INTERVAL;

int
main(int argc, char *argv[]) 
{
   sigset_t mask;
   pthread_t wtid = 0;
   pthread_t stid = 0;
   int rval;
   int n;

   if (argc >=2) {
       errno = 0;
       if (argc == 2)
         duration = strtol(argv[1], NULL, 0);
       else if (argc == 3) {
         interval = strtol(argv[1], NULL, 0);
         duration = strtol(argv[2], NULL, 0);
       }
       if (errno || argc > 3 || interval <= 0
          || duration <= 0) {
           fprintf(stderr, "Usage: %s [[interval] duration]\n",
                  argv[0]);
           fprintf(stderr, "interval nsecs, duration seconds\n");
           exit(1);
       }
   }
     
   /* mask SIGALRM signals */
   sigemptyset(&mask);
   sigaddset(&mask, SIGALRM);
   sigaddset(&mask, SIGUSR1);
   rval = pthread_sigmask(SIG_BLOCK, &mask, NULL);
   if(rval != 0) {
      printf("%s: pthread_sigmask failed, errno = %d.\n",
             argv[0], rval);
      exit(1);
   }

   rval = pthread_create(&wtid, NULL, timer_fcn, NULL);
   if (rval != 0) {  /* Waiter create call create failed */
    perror ("Waiter create");
    printf ("Waiter create call failed: %d.\n", rval);
    exit (1);
    }


   /* Do signaler thread */
   rval = pthread_create(&stid, NULL, signaler_thd, &mask);
   if (rval != 0) {  /* Signaler call create failed */
    printf ("Signaler call create failed: %d.\n", rval);
    exit (1);
   }

   /* Wait for waiter and signaler to finish */    
   rval = pthread_join(stid, NULL);
   if (rval != 0) {  /* Signaler call join failed */
    printf ("Signaler call join failed: %d.\n", rval);
    exit (1);
   }

   rval = pthread_join(wtid, NULL);
   if (rval != 0) {  /* Waiter call join failed */
    printf ("Waiter call join failed: %d.\n", rval);
    exit (1);
   }

   printf("done\n");
   exit(0);
}

pthread_mutex_t mp;
pthread_cond_t cv;
int time_expired = 0;
int timerentered;
int timeroverrun;
timer_t itimerid;

void *
timer_fcn(void *arg)
{
  struct itimerspec value;
  struct sigevent event;

  value.it_interval.tv_sec = 0;
  value.it_interval.tv_nsec = interval;  /* nsec intervals  */
  value.it_value.tv_sec = 1;  /* starting in 1 second */
  value.it_value.tv_nsec = 0;  /* plus 0 nanosecs */

  event.sigev_notify = SIGEV_SIGNAL;
  event.sigev_signo = SIGALRM;
  event.sigev_value.sival_int = 0;
  

  if (timer_create(CLOCK_HIGHRES, &event,
     &itimerid) == -1) {
       perror("timer_create failed");
       exit(1);
  }

  /* the second arg can be set to TIMER_ABSTIME */
  if (timer_settime(itimerid, 0, &value, NULL) == -1) {
      /* else time value is relative to when the call is made */
    perror("timer_settime failed");
    exit(1);
  }

  pthread_mutex_lock(&mp);
  while (time_expired == 0)
    pthread_cond_wait(&cv, &mp);
  printf("timerentered = %d\n", timerentered);
  printf("timeroverrun = %d\n", timeroverrun);
  pthread_mutex_unlock(&mp);
  exit(0);
}

int timerset;

void *
signaler_thd(void *arg)
{
    int signo;
    
    while (1) {
      signo = sigwait(arg);
      if (signo == SIGALRM) {
       if (!timerset) {
        struct itimerspec value;
        struct sigevent event;

        timer_t endtimerid;

        ++timerset;
        value.it_interval.tv_sec = 0;
        value.it_interval.tv_nsec = 0;
        value.it_value.tv_sec = duration; /*wait duration secs*/
        value.it_value.tv_nsec = 0;  /* plus 0 nanosecs */

        event.sigev_notify = SIGEV_SIGNAL;
        event.sigev_signo = SIGUSR1;
        event.sigev_value.sival_int = 0;
  

        if (timer_create(CLOCK_HIGHRES, &event,
         &endtimerid) == -1) {
           perror("timer_create failed");
           exit(1);
        }

        /* the second arg can be set to TIMER_ABSTIME */
        if (timer_settime(endtimerid, 0, &value, NULL)
          == -1) {
          perror("timer_settime failed");
          exit(1);
        }
       } else {  /* if (!timerset) */
        ++timerentered;
        timeroverrun += timer_getoverrun(itimerid);
       }
      } else {  /* SIGUSR1 */

       struct itimerspec value;
       struct sigevent event;


       /* cancel the interval timer */
       value.it_interval.tv_sec = 0;
       value.it_interval.tv_nsec = 0;  /* nanosecond intervals */
       /* setting the following to 0 should stop the timer */
       value.it_value.tv_sec = 0;
       value.it_value.tv_nsec = 0;  /* plus 0 nanosecs */

       event.sigev_notify = SIGEV_SIGNAL;
       event.sigev_signo = SIGALRM;
       event.sigev_value.sival_int = 0;
  
       pthread_mutex_lock(&mp);
       if (timer_settime(itimerid, 0, &value, NULL) == -1) {
        perror("timer_settime failed");
        exit(1);
       }

       ++time_expired;
       pthread_cond_signal(&cv);
       pthread_mutex_unlock(&mp);
      }
   }
}

컴파일 된 코드의 실행 예가 있습니다.

  <-- realtime library and best optimization -->
bash-3.00$ cc timerex1.c -lrt -o timerex1 -O -fast
bash-3.00$ ./timerex1  <-- only root can use high res timer
timer_create failed: Not owner
bash-3.00$ su
Password: 
  <-- default interval is .5 seconds, duration is 120 seconds -->
# ./timerex1  
timerentered = 240  <-- timer fired every .5 seconds
timeroverrun = 0
# ./timerex1 1000000 10  <-- interval is 1 msec for 10 secs
timerentered = 9912
timeroverrun = 88
# priocntl -e -c RT ./timerex1 1000000 10  <-- run it real time
timerentered = 10000  <-- timer fired once each msec for 10 secs
timeroverrun = 0
# ./timerex1 100000 10  <-- interval is 100 usecs for 10 seconds
timerentered = 99615  <-- we missed a few
timeroverrun = 386
# priocntl -e -c RT ./timerex1 100000 10  <-- try real time 
timerentered = 99871  <-- almost 1 every 100 microseconds
timeroverrun = 129
# ./timerex1 10000 10  <-- interval is 10 microseconds
timerentered = 485905  <-- here we miss over half
timeroverrun = 514125  <-- (sig handler takes > 10 usecs?)
 <-- using RT 1 usec interval causes hang on my machine -->

# priocntl -e -c RT ./timerex1 1000 10 

IPC

솔라리스와 리눅스 둘다 시스템 V IPC (공유 메모리, 메세지 큐, 세마포어)를 지원 합니다. 두 시스템 모두 파이프와 실 시간 공유 메모리 작업(shm_open()shm_unlink(), 등등)을 지원합니다. 두 시스템 모두 tmpfs 파일 시스템을 지원합니다(파일을 위해 메모리와 스왑 공간을 사용) 솔라리스는 tmpfs 내에 /tmp/var/run, 그리고 /etc/svc/volatile 을 위치 시킵니다 리눅스는 /dev/shm 을 사용합니다. 두 시스템 모두 다른 마운트 지점을 추가 하는 것을 허용 합니다.

솔라리스에서 tmpfs 를 사용 하는 과정이 설명 되어 있습니다; 리눅스를 위한 과정은 아래에 설명 됩니다. 알아둘 점은 솔라리스의 "swap"은 메모리와 디스크를 둘다 사용 합니다. (디스크는 필요시에만) 다시 말해서 /tmp 파일에 생성되는 파일은 메모리에 저장 됩니다. 메모리가 꽉 찰 경우 pageout 데몬이 /tmp 에서 데이타를 디스크에 스왑 스페이스 옮기게 됩니다.

# mkdir /foo
<-- create a tmpfs file system using swap on /foo
# mount -F tmpfs swap /foo  
# df -h /foo
Filesystem         size   used  avail capacity  Mounted on
swap           652M     0K   652M     0%    /foo
# df -h /tmp
Filesystem         size   used  avail capacity  Mounted on
swap           652M    52K   652M     1%    /tmp
# 

아래에 리눅스상에서 비슷한 과정을 설명합니다.

linux:/home/max # mkdir /foo
 <-- tmpfs also uses swap space and memory -->
linux:/home/max # mount tmpfs /foo -t tmpfs 
linux:/home/max # df -h /foo
Filesystem        Size  Used Avail Use% Mounted on
tmpfs         248M     0  248M   0% /foo
linux:/home/max # df -h /dev/shm
Filesystem        Size  Used Avail Use% Mounted on
tmpfs         248M   16K  248M   1% /dev/shm
linux:/home/max # 

이 글의 앞부분에서 언급한대로 libmicro 벤치마크를 수행하여 두 시스템의 상대적인 성능을 비교해 보는 것은 꽤 흥미로울 것입니다.

시그널 핸들링

솔라리스와 리눅스는 시그널을 비슷하게 처리 합니다. 솔라리스에 존재하는 몇몇 시그널은 리눅스에 존재 하지 않고 그 반대도 마찬가지 ?니다. 또한 몇몇 시그널은 다른 시그널 번호를 사용 합니다. 두가지 모두 signal() 위에 sigaction(2) 을 사용하여 시그널을 캐치 하고 멀티 쓰레드 어플리케이션에서 sigwait() 를 사용 하여 비동기 시그널을 처리 합니다. 리눅스에서 sigwait(3) 메뉴얼 페이지는 BUGS 섹션을 가지고 있습니다. 리눅스 시그널 핸들링은 POSIX 표준과는 다릅니다. POSIX에서 비동기 적으로 전달 되는 시그널(프로세스외 외부적으로 전달 되는 시그널)은 현재 블럭된 시그널을 가지고 있지 않는 모든 쓰레드에 의해 처리 됩니다. 리눅스에서 비동기 시그널은 어떤 특정한 쓰레드(시그널은 kill(1)을 통해 특정 쓰레드로 전달될 수 있음)에 전달 됩니다. 솔라리스는 이 경우 POSIX 표준을 구현 합니다. 즉 프로세스의 특정한 쓰레드에 직접적으로 시그널을 전달 할 수 있는 방법은 없습니다. 하나의 방법으로는 프로세스에 특정한 쓰레드로가 아니라 kill(1) 을 통해 프로세스로 전달 하는 것이 있습니다.

http://lsbbook.gforge.freestandards.org/sig-handling.html 에 있는 "Building Applications with the Linux Standard Base"는 몇가지 이러한 차이점들을 기술 하고 있습니다. 주의할 점은 이 페이지는 완벽하게 정확하지는 않다는 것입니다. 예를 들어 이 페이지에서 리눅스에서는 "버스 에러"가 없다는 것을 나타내기 위해 SIGBUS 를 SIGUNUSED 로 지정한다고 설명되어 있습니다. 리눅스의 mmap(2) 맨 페이지에서 설명하고 있는 바로는 mmap 이 사용 되었단 파일에서의 올바른 위치와 부응하지 않는 메모리 범위를 엑세스 할때 SIGBUS 를 받게 된다고 되어 있습니다. (솔라리스도 똑같이 동작함).

솔라리스와 리눅스 두 OS 모두 시그널은 커널에서 유저 모드로 쓰레드가 돌아갈때 pending 된 시그널이 발견 되었을 시에 처리 됩니다. 두 시스템 모두 SIGKILL 과 SIGSTOP 은 다른 시그널에 비교해서 우선순위가 높습니다. 그렇지 않다면 솔라리스에서 시그널은 문서화되지 않은 순서대로 처리 됩니다(낮은 시그널 숫자가 먼저 처리 됨). 리눅스에서 시그널은 전달된 순서대로 처리 됩니다. (SIGKILL 과 SIGSTOP 은 예외).

솔라리스에서 수행중인 프로세스의 시그널 설정을 보기 위해서는 psig 를 사용합니다.

bash-3.00$ psig $$  <-- signal disp for current shell
954:	/usr/bin/bash -i
HUP	caught	termination_unwind_protect	0	HUP,INT,
  ILL,TRAP,ABRT,EMT,FPE,BUS,SEGV,SYS,PIPE,ALRM,TERM,USR1,USR2,
  VTALRM,XCPU,XFSZ,LOST
INT	caught	sigint_sighandler	0
QUIT	ignored
ILL	caught	termination_unwind_protect	0	HUP,INT,
  ILL,TRAP,ABRT,EMT,FPE,BUS,SEGV,SYS,PIPE,ALRM,TERM,USR1,USR2,
  VTALRM,XCPU,XFSZ,LOST
TRAP	caught	termination_unwind_protect	0	HUP,INT,
  ILL,TRAP,ABRT,EMT,FPE,BUS,SEGV,SYS,PIPE,ALRM,TERM,USR1,USR2,
  VTALRM,XCPU,XFSZ,LOST
ABRT	caught	termination_unwind_protect	0	HUP,INT,
  ILL,TRAP,ABRT,EMT,FPE,BUS,SEGV,SYS,PIPE,ALRM,TERM,USR1,USR2,
  VTALRM,XCPU,XFSZ,LOST
EMT	caught	termination_unwind_protect	0	HUP,INT,
  ILL,TRAP,ABRT,EMT,FPE,BUS,SEGV,SYS,PIPE,ALRM,TERM,USR1,USR2,
  VTALRM,XCPU,XFSZ,LOST
FPE	caught	termination_unwind_protect	0	HUP,INT,
  ILL,TRAP,ABRT,EMT,FPE,BUS,SEGV,SYS,PIPE,ALRM,TERM,USR1,USR2,
  VTALRM,XCPU,XFSZ,LOST
KILL	default
BUS	caught	termination_unwind_protect	0	HUP,INT,
  ILL,TRAP,ABRT,EMT,FPE,BUS,SEGV,SYS,PIPE,ALRM,TERM,USR1,USR2,
  VTALRM,XCPU,XFSZ,LOST
SEGV	caught	termination_unwind_protect	0	HUP,INT,
  ILL,TRAP,ABRT,EMT,FPE,BUS,SEGV,SYS,PIPE,ALRM,TERM,USR1,USR2,
  VTALRM,XCPU,XFSZ,LOST
SYS	caught	termination_unwind_protect	0	HUP,INT,
  ILL,TRAP,ABRT,EMT,FPE,BUS,SEGV,SYS,PIPE,ALRM,TERM,USR1,USR2,
  VTALRM,XCPU,XFSZ,LOST
PIPE	caught	termination_unwind_protect	0	HUP,INT,
  ILL,TRAP,ABRT,EMT,FPE,BUS,SEGV,SYS,PIPE,ALRM,TERM,USR1,USR2,
  VTALRM,XCPU,XFSZ,LOST
ALRM	caught	termination_unwind_protect	0	HUP,INT,
  ILL,TRAP,ABRT,EMT,FPE,BUS,SEGV,SYS,PIPE,ALRM,TERM,USR1,USR2,
  VTALRM,XCPU,XFSZ,LOST
TERM	ignored
USR1	caught	termination_unwind_protect	0	HUP,INT,
  ILL,TRAP,ABRT,EMT,FPE,BUS,SEGV,SYS,PIPE,ALRM,TERM,USR1,USR2,
  VTALRM,XCPU,XFSZ,LOST
USR2	caught	termination_unwind_protect	0	HUP,INT,
  ILL,TRAP,ABRT,EMT,FPE,BUS,SEGV,SYS,PIPE,ALRM,TERM,USR1,USR2,
  VTALRM,XCPU,XFSZ,LOST
CLD	blocked,caught	0x807d4d7 	0
PWR	default
WINCH	caught	0x807e182   0  <-- not all syms are present
URG	default
POLL	default
STOP	default
TSTP	ignored
CONT	default
TTIN	ignored
TTOU	ignored
VTALRM	caught	termination_unwind_protect	0	HUP,INT,
  ILL,TRAP,ABRT,EMT,FPE,BUS,SEGV,SYS,PIPE,ALRM,TERM,USR1,USR2,
  VTALRM,XCPU,XFSZ,LOST
PROF	default
XCPU	caught	termination_unwind_protect	0	HUP,INT,
  ILL,TRAP,ABRT,EMT,FPE,BUS,SEGV,SYS,PIPE,ALRM,TERM,USR1,USR2,
  VTALRM,XCPU,XFSZ,LOST
XFSZ	caught	termination_unwind_protect	0	HUP,INT,
  ILL,TRAP,ABRT,EMT,FPE,BUS,SEGV,SYS,PIPE,ALRM,TERM,USR1,USR2,
  VTALRM,XCPU,XFSZ,LOST
WAITING	default
LWP	default
FREEZE	default
THAW	default
CANCEL	default
LOST	caught	termination_unwind_protect	0	HUP,INT,
  ILL,TRAP,ABRT,EMT,FPE,BUS,SEGV,SYS,PIPE,ALRM,TERM,USR1,USR2,
  VTALRM,XCPU,XFSZ,LOST
XRES	default
JVM1	default
JVM2	default
RTMIN	default
RTMIN+1	default
RTMIN+2	default
RTMIN+3	default
RTMAX-3	default
RTMAX-2	default
RTMAX-1	default
RTMAX	default
bash-3.00$ 

필자가 얘기 할 수 있는 것은 리눅스에서 이러한 작업을 쉽게 할 수 있는 방법은 없습니다. 그러나 몇몇 개발자들이 아마 커널 패치/모듈을 구현 해서 개발자가 정보를 얻을 수 있도록 했습니다.

결론

일반적으로 리눅스 혹은 솔라리스에서 개발자가 POSIX-호환의 어플리케이션을 개발 하고 있다면 어플리케인션 반드시 간단한 재컴파일 과정을 통해 각 OS로 포팅 되어야 합니다. 물론 많은 어플리케이션은 POSIX 와 부합하지 않는 부분을 가지고 있습니다. 예를 들어 디바이스ioctl(2) 은 OS에 따라 다르게 되어 있습니다.(그리고 물론 디바이스에 따라)

솔라리스를 위한 문서를 얻는 것은 이성적으로 매우 직관적입니다. 왜냐하면 모든 문서가 http://docs.sun.com에 존재하기 때문입니다. 물론 리눅스를 위한 문서를 얻는 과정도 간단하지만 (웹검색을 통해) 종종 어려울 경우도 있습니다. 개발자는 리눅스가 전형적으로 동일한 작업을 하기 위해 많은 방법이 있음을 발견하게 될 것입니다.(예를 들어 쓰레드의 구현 차이 등) 필자의 개인적은 인상은 리눅스의 문서는 종종 소스 코드 자체가 될 수도 있습니다. 만약 소스 코드에 대한 전체 접근이 가능할 경우 이것은 괜찮은 방법입니다. 개발자는 모든 소스 코드에 대한 접근 권한을 물론 가지고 있지만 이것이 한 장소에 모여 있지는 않습니다. 사실 그것은 여러군데에 퍼져 있는 것처럼 보입니다. 썬의 소스는 현재 (http://www.opensolaris.org) 한군데에 모여 있습니다.

이 글은 두 시스템에서 사용 가능한 툴을 모두 사용하였지만 자세한 부분 까지 파고 들지는 않았습니다. 썬이 오픈솔라리스로 전환하기 전에 리눅스의 발표는 소스 코드에 대한 가시성 면에서 봤을때 항상 어떻게 작업이 돌아 가는지 알 수 있도록 소스 코드가 항상 공개 되있으므로 솔라리스에 비해 한발짝 앞서 있었습니다. 이제는 오픈솔라리스의 DTrace 같은 툴을 통해 리눅스가 솔라리스를 따라와야 하는 상황입니다. 리눅스의 변화 속도를 볼때 필자가 확신 할 수는 없지만 그 시간이 오래 걸리지는 않을 것입니다. 필자는 각 시스템의 서로의 장점과 실수를 배움으로써 상호 보완관계로 발전하기를 바랍니다.

솔라리스에서 결과 파일등을 보고 하려는데... vi나 cat으로 긁어서 윈도우 메모장에 붙여넣으면 생노가다입니다 ㅠㅠ


그래서 간단한것이 메일을 쏘는 방법입니다..


#mailx -s "메일 제목" xxx@yyy.naver.com < ./"텍스트 파일"


이런 식으로 전송하면 파일 내용이 메일 본문으로 전송되므로 굳이 putty 긁어오기 신공이 필요없고 깔끔합니다.

http://www.joinc.co.kr/modules/moniwiki/wiki.php/Site/Thread/Beginning/Mutex


1 히스토리 

  1. 내용 대폭 수정 : 2010/2/19 

2 공유 자원에 대한 접근 제어 

다수의 객체가 공유 자원에 접근하려고 하면, (공유 자원의 종류에 따라서)접근 시점을 동기화 시켜줄 필요가 생긴다. 여기에서 동기화란 시간과 공간을 맞추어 준다는 의미로, 즉 공유 자원 영역 (공간)에 접근하는 객체들의 진입 시간을 제어할 수 있어야 함을 의미한다.

멀티 Thread(쓰레드) 프로그램 역시 공유 자원에 여러 개의 쓰레드가 접근할 수 있으므로 공유 자원 영역에 대한 동기화가 필요 하다.

카운팅 프로그램을 예를 들어 보자. 카운트 변수는 전역:::변수(:12)로 A,B 두개의 쓰레드가 공유하면서, 1씩 증가하는 카운팅 정보를 유지하기 위해 사용된다. 공유 자원 영역 즉 "count 값을 읽어 오고, 연산을 해서 저장하는" 영역에 대한 쓰레드간 동기화가 이루어지지 않는 다면 아래와 같은 일이 발생할 수 있을 것이다.
  1. global int count = 0
  2. A 쓰레드가 count값 0을 읽는다.
  3. B 쓰레드가 count값 0을 읽는다.
    • A 쓰레드가 카운팅 연산을 하기 전에 B쓰레드가 접근해 버린 상황이다.
  4. A 쓰레드가 count+1 연산을 하고 값을 쓴다. count = 1
  5. B 쓰레드가 count+1 연산을 하고 값을 쓴다. count = 1
A와 B쓰레드가 한번씩 카운팅 연산을 했으므로, count값은 2가 되어야 하겠지만, 실제로는 1이 저장되어 버렸다.

이러한 문제의 해결을 위해서 쓰레드를 동기화 시켜줄 필요가 있다.

3 동기화 달성의 방법 

일반적으로 동기화는 "공간과 시간"을 제어하는 방식으로 이루어진다. 즉 "접근 제어가 필요한 공간"을 지정하고 지정한 "공간에 진입 할 수 있는 시간"을 제어하는 방식이다.

여기에서 "접근 제어가 필요한 공간"에는 보호 해야 할 공유 자원이 놓인다. 보호 해야할 공유 자원이 있는 공간을 임계 영역이라고 한다. 시간 제어는 해당 임계 영역에 동 시간에 단지 하나의 쓰레드만 접근하도록 제한 하는 방식으로 이루어진다.

임계영역에 들어가기 위한 하나의 키를 가지고 경쟁하는 것으로 이해하면 된다. 임계영역에 들어가기 위한 키는 단지 하나 밖에 없으므로 어떤 스레드가 키를 얻어서 임계영역에 진입하면, 다른 스레드는 키를 얻을 때까지 - 앞서 임계영역에 진입한 프로세스가 키를 되돌려줄 때까지 - 기다려야 한다.

 
위의 카운팅 프로그램을 예로 설명해보자. 임계 영역은
  1. count 값을 읽어와서
  2. 카운팅 연산을 하고
  3. 연산 결과를 저장하는
코드 영역으로 지정할 수 있을 것이다.

이 임계 영역에는 오직 하나의 쓰레드만이 진입할 수 있다. 즉 쓰레드 A가 임계 영역에 진입해서 코드를 수행중에 있다면 쓰레드 B는 임계 영역 밖에서 기다려야 한다. 이렇게 쓰레드를 동기화 시킴으로써, 아래와 같이 제대로된 카운팅 연산을 보장할 수 있게 된다.
  1. global int count = 0;
  2. A 쓰레드가 임계 영역에 진입
  3. B 쓰레드도 임계 영역 진입을 시도하지만, A 쓰레드가 진입해 있으므로 임계 영역 밖에서 대기한다.
  4. A 쓰레드가 count 값을 읽고
  5. 카운팅 연산을 해서
  6. 값을 저장한다. count = 1
  7. A 쓰레드가 임계 영역에서 빠져나온다.
  8. 비로서 B 쓰레드가 임계 영역에 진입해서
  9. count 값 1을 읽어서 카운팅 연산을 하고 저장한다. count = 2
제대로 카운팅 연산이 되는걸 확인할 수 있다.

4 Mutex 

뮤텍스는 pthread에서 제공하는 동기화 매커니즘으로 공유 자원 공간에 대한 접근 시간 제어로 동기화를 달성한다. 기본적인 매커니즘은 세마포어(:12)와 비슷하다. 특히 POSIX(:12) 세마포어와 비슷하며, 동기화 매커니즘으로 뮤텍스 대신 세마포어를 사용할 수도 있다. 동기화 매커니즘의 핵심은 상호 배제로 다음과 같이 달성 한다.

global int v = 1;
lock()
{
    while(1)
    {
        if (v==1)
            break;
    }
    v = 0;
    return 1;
}

unlock()
{
    v = 1;
    break;
}
어디까지나 매커니즘 상으로 그렇다는 얘기고, 세마포어와 마찬가지로 busy wait 상태에 놓이지 않음을 보장한다.

상호 배제는 잠금 형식으로 이루어진다. 쓰레드는 잠금 v를 얻어야 임계 영역에 진입할 수 있다. 임계 영역을 빠져나오면 잠금을 되돌려 줘서 다른 쓰레드가 잠금을 얻을 수 있도록 한다.

뮤텍스 메커니즘의 특징을 정리했다.

  • Atomicity - mutex 잠금(lock)는 최소단위 연적(atomic operation) 으로 작동한다. 이말의 뜻은 하나의 쓰레드가 mutex 를 이용해서 잠금을 시도하는 도중에 다른 쓰레드가 mutex 잠금을 할수없도록 해준다는 뜻이다. 한번에 하나의 mutex 잠금을 하도록 보증해준다.
  • Singularity - 만약 스레드가 mutex 잠금을 했다면, 잠금을 한 쓰레드(:12)가 mutex 잠금을 해제 하기 전까지 다른 어떠한 쓰레드도 mutex 잠금을 할수 없도록 보증해준다.
  • Non-Busy Wait - 바쁜대기 상태에 놓이지 않는다는 뜻으로, 하나의 쓰레드가 mutex 잠금을 시도하는데 이미 다른 쓰레드가 mutex 잠금을 사용하고 있다면 이쓰레드는 다른 쓰레드가 락을 해제하기전까지 해당 지점에 머물러 있으며 이동안은 어떠한 CPU 자원도 소비하지 않는다 (이를테면 sleep). 

5 뮤텍스 만들기 

뮤텍스를 생성하기 위해서 우리는 먼저, 뮤텍스정보를 저장하기 위한 타입인 pthread_mutex_t 를 선언해주고 이것을 초기화 해주어야 한다. 선언과 초기화의 가장간단한 방법은 PTHREAD_MUTEX_INITIALIZER 상수를 할당하는 것으로 아래와 같이 사용할수 있다.
pthread_mutex_t a_mutex = PTHREAD_MUTEX_INITIALIZER;

혹은 pthread_mutex_init(3)함수로 뮤텍스를 생성할 수도 있다.
#include <pthread.h>

int pthread_mutex_init(pthread_mutex_t * mutex, const pthread_mutex_attr *attr);
  • mutex : 뮤텍스 객체
  • attr : 뮤텍스 생성 특성, NULL 이면 기본 특성을 가진다. 

6 뮤텍스 잠금, 잠금해제, 제거 

뮤텍스 잠금을 위한 함수로는 pthread_mutex_lock() 함수를 제공한다. 이 함수는 해당 뮤텍스에 대해서 잠금을 시도하는데, 만약 잠그려는 뮤텍스가 다른 쓰레드에 의해서 이미 잠겨있다면, 잠금을 얻을수 있을때까지 - 이미 잠근 다른 쓰레드가 뮤텍스의 잠금을 해제할때까지 - 봉쇄(블럭)되게 된다. 다음은 이러한 뮤텍스 잠금을 얻기 위한 지원함수들이다.
int pthread_mutex_lock(pthread_mutex_t *mutex);
int pthread_mutex_trylock(pthread_mutex_t *mutex);
int pthread_mutex_destory(pthread_mutex_t *mutex);

pthread_mutex_trylock() 를 사용하면 잠금을 얻을수 없을경우 해당 코드에서 블럭되지 않고 바로 에러코드를 돌려준다. 즉 pthread_mutex_lock 의 비봉쇄 버젼이라고 생각하면 된다.

뮤텍스 잠금을 얻은후 해당 영역에서의 작업을 마친후 잠금을 해제하기 위해서 사용한다. 사용되는 함수는 pthread_mutex_unlock(3) 이며 함수원형은 다음과 같다.
int pthread_mutex_unlock(pthread_mutex_t *mutex);
다음은 쓰레드간 공유되는 자원을 위해서 잠금을 어떻게 사용하는지를 보여주는 간단한 예제다.

예제: mutex_lock.c
#include <stdio.h>  
#include <unistd.h>  
#include <pthread.h>  
 
int ncount;    // 쓰레드간 공유되는 자원 
pthread_mutex_t  mutex = PTHREAD_MUTEX_INITIALIZER; // 쓰레드 초기화 
 
void* do_loop(void *data) 
{ 
    int i; 
    for (i = 0; i < 10; i++) 
    { 
        pthread_mutex_lock(&mutex); // 잠금을 생성한다. 
        printf("loop1 : %d\n", ncount); 
        ncount ++; 
        if(i == 10) return;
        pthread_mutex_unlock(&mutex); // 잠금을 해제한다. 
        sleep(1); 
    } 
} 
 
void* do_loop2(void *data) 
{ 
    int i; 
 
    // 잠금을 얻으려고 하지만 do_loop 에서 이미 잠금을  
    // 얻었음으로 잠금이 해제될때까지 기다린다.   
    for (i = 0; i < 10; i++) 
    { 
        pthread_mutex_lock(&mutex); // 잠금을 생성한다. 
        printf("loop2 : %d\n", ncount); 
        ncount ++; 
        pthread_mutex_unlock(&mutex); // 잠금을 해제한다. 
        sleep(2); 
    } 
}     
 
int main() 
{ 
    int       thr_id; 
    pthread_t p_thread[2]; 
    int status; 
    int a = 1; 
 
    ncount = 0; 
    thr_id = pthread_create(&p_thread[0], NULL, do_loop, (void *)&a); 
    sleep(1); 
    thr_id = pthread_create(&p_thread[1], NULL, do_loop2, (void *)&a); 
 
    pthread_join(p_thread[0], (void *) &status); 
    pthread_join(p_thread[1], (void *) &status); 
 
    status = pthread_mutex_destroy(&mutex); 
    printf("code  =  %d", status); 
    printf("programing is end"); 
    return 0; 
} 
위의 코드를 우선 mutex 잠금을 하지 않은체 컴파일후 실행해보자. 간단하게 pthread_mutext_lock 와 pthread_mutex_unlock 부만 주석처리하면 된다. 그러면 do_loop2 와 do_loop 가 일정한 간격을 두고 ncount 자원에 접근하는 것을 볼수 있을것이다. 그러나 우리는 do_loop 가 ncount 자원을 접근하고 있는동안 다른 쓰레드가 접근하지 않기를 원할때가 있을것이다. 이럴때 뮤텍스 잠금을 사용하면 된다.

위의 코드에서 뮤텍스 잠금 부분의 주석을 풀고 다시 컴파일해서 실행시켜보면, do_loop 쓰레드가 ncount 증가 작업을 모두 마칠때까지 do_loop2 쓰레드는 해당 영역에서 블럭됨을 알수 있을것이다. 이런식으로 하나의 쓰레드가 특정자원에 접근할때 다른 쓰레드가 접근하지 못하도록(한번에 하나의 쓰레드만 해당 자원에 접근할수 있도록) 제어할수 있다.

컴파일 방법은 gcc -o mutex_lock mutex_lock.c -lpthread 이다

더이상 뮤텍스를 사용할일이 없다면 pthread_mutex_destory 를 이용해서 뮤텍스 자원을 제거(free) 하도록 한다. 만일 뮤텍스자원을 사용하는 쓰레드가 하나라도 존재한다면 에러코드(EBUSY)를 리턴한다. 그러므로 모든 쓰레드의 뮤텍스에 대해서 pthread_mutex_unlock 을 이용해서 잠겨져야만 뮤텍스 제거가 성공할수 있다. 성공할경우 0을 넘겨준다.

category_system
programing

http://www.joinc.co.kr/modules/moniwiki/wiki.php/Site/Thread/Beginning/WhatThread


개요 

SMP와 같은 shared memory multiprocessor architectures에서 thread는 병렬화를 달성하기 위해서 사용된다. 쓰레드 구현은 하드웨어 벤더에서 그들자신의 필요에 의해서 만들어서 사용했으며 후에 소프크웨어 개발자들이 간단하게 사용할 수 있도록 작성하게 되었다. UNIX(:12)에서는 C(:12) 언어를 위한 표준 thread 프로그래밍 인터페이스를 사용하는데, IEEE POSIX 1003.1c 에 그 표준이 정의되어 있다. 이를 POSIX Thread 라고 부르게 되었고, 더욱 줄여서 pthread 라고 부르고 있다.

이 문서는 thread의 개념에 대해서 간단히 설명하고, 그 구현물인 pthread를 이용한 병렬처리 프로그래밍 기법에 대해서 설명할 것이다.

쓰레드는 무엇이며, 왜 이용하는가 

쓰레드는 세미(semi)프로세스, 혹은 Light Weight 프로세스라고 불리우며, 여러개의 클라이언트를 처리하는 서버/클라이언트 모델의 서버프로그래밍 작업을 위해서 주로 사용된다. 비슷한 일을 하는 fork(2) 에 비해서 빠른 프로세스 생성 능력과, 적은 메모리를 사용하는게 Light Weight 프로세스라고 불리우는 이유이다.

보통의 유닉스 프로세스는 main()함수에 의해서 시작되고 실행되는 single 쓰레드 로 이루어지며, 하나의 연속된 명령어들만을 처리한다. 반면 멀티쓰레드 프로그램은 여러개의 연속된 명령어들을 동시에 처리할수 있다.

스레드는 자기자신의 스택메모리영역을 가지고, 코드의 조각을 실행한다. 실(real) 프로세스 와는 달리 쓰레드는 다른 형제 쓰레드들과 메모리를 공유하게 된다.(보통 프로세스는 자기자신만의 메모리영역을 가진다). 이렇듯 전역 메모리를 공유하게 되므로 fork 방식에 비해서 좀더 작은 메모리를 소비하게 된다.

fork 에 비해서 thread 가 가지는 장점은 위에서 언급했듯이 "빠른 프로세스 생성" 능력과, 메모리 공유에 위한"적은 메모리의 사용"과 메모리 공유에 따른 쓰레드간의 좀더 쉬운 정보공유이다. fork(2) 시스템에서 부모와 자식같이 통신을 위해서는 IPC(:12)를 사용해야 하며 이는 꽤 어려운 작업이 될수도 있는데, 메모리를 공유함으로 IPC의 사용을 줄이면서도 쓰레드간 정보교환을 쉽게 할수있다.

아래는 fork()를 이용한 프로세스 생성과 pthread_create()를 이용한 thread 생성간의 비용을 비교한 표이다.
Platformfork()pthread_create()
realusersysrealusersys
AMD 2.4 GHz Opteron (8cpus/node)41.0760.089.010.660.190.43
IBM 1.9 GHz POWER5 p5-575 (8cpus/node)64.2430.7827.681.750.691.10
IBM 1.5 GHz POWER4 (8cpus/node)104.0548.6447.212.011.001.52
INTEL 2.4 GHz Xeon (2 cpus/node)54.951.5420.781.640.670.90
INTEL 1.4 GHz Itanium2 (4 cpus/node)54.541.0722.222.031.260.67

fork 에 비해서 쓰레드가 더 빠른 수행능력을 보이는 이유는 fork 가 기본적으로 모든 메모리와 모든 기술자(파일기술자등)을copy-on-write 방식으로 자식에게 복사하는데 비해서 쓰레드는 많은 부분을 공유하기 때문이다. copy-on-write 자체가 효율적이긴 하지만, 메모리 자원을 공유하는 것보다는 느릴 수 밖에 없다.

아래는 쓰레드 생성과 프로세스 생성의 성능에 대한 또다른 자료다.

http://www.ibm.com/developerworks/kr/library/l-rt7/c07-fig1.gif

http://www.ibm.com/developerworks/kr/library/l-rt7/c07-fig2.gif


반면 단점도 가지고 있는데, 모든 쓰레드가 같은 메모리 공간을 공유하게 되므로, 하나의 쓰레드가 잘못된 메모리연산을 하게 되면, 모든 프로세스가 그 영향을 받게 된다는 것이다. fork 등을 통한 프로세스 생성방식에 있어서는 OS(:12) 가 가각의 프로세스를 보호해줌으로 한 프로세스의 문제는 해당 프로세스의 문제로 끝나게 된다. 그러나 쓰레드는 이러한 프로세스 보호를 기대할수 없다. 하나의 쓰레드에 문제가 생기면 전체 쓰레드에 문제가 생길가능성이 크다. 이런 이유로 멀티 쓰레드 프로그램은 좀더 주의를 기울여서 작성해야 한다. 또단 하나의 흐름을 가지는 단일 프로세스 프로그램과 달리, 여러개의 흐름으로 분리가 되기 때문에, 디버깅을 하기가 까다롭다는 문제도 가진다.

쓰레드의 일반적인 개념을 정리했다.
  • 기술적으로 thread는 운영체제(:12)에서 스케쥴링이 가능한 독립된 명령(instructions)흐름의 단위이다. 여기에서 독립된 명령 단위를 보통 문맥이라고 표기한다. 스케쥴링 가능한 문맥 혹은 코드조각 으로 이해하면 될 것 같다.
  • 소프트웨어 개발자에게 있어서 thread는 main 프로그램으로 부터 독립적으로 실행될 수 있는 procedure로 보는게 이해가 더 쉬울 수 있을 것 같다.
  • main 프로그램은 여러개의 독립적으로 실행 가능한 프로시져 즉 쓰레드를 포함할 수 있는데, 이들을 동시에 운용할 경우 이를 multi thread 프로그램이라고 한다. 

아래는 쓰레드간에 서로 공유하는 자원들을 나열한 것이다.
  • 작업디렉토리
  • 파일지시자들
  • 대부분의 전역변수와 데이타들
  • UID 와 GID
  • signal
다음은 각각의 쓰레드가 고유하게 가지는 자원들을 나열한 것이다.
  • 에러번호(errno)
  • 쓰레드 우선순위
  • 스택
  • 쓰레드 ID
  • 레지스터 및 스택지시자
다음은 멀티쓰레드 프로세스가 어떻게 각종 자원을 공유하는지를 나타낸것이다.

http://www.joinc.co.kr/albums/album01/abg.gif

파일은 기본적으로 공유하며, 메모리 영역중에 상당부분을 공유한다는걸 볼수 있을것이다.

thread 프로그래밍의 주요 요소들 

병렬 프로그래밍 

최그들어 - 2009년 11월 현재 - 멀티 cpu 컴퓨터가 일반적으로 사용되는 추세로 접어들고 있다. 과거에는 기업에서 운용하는 서버급 컴퓨터에서나 multi cpu를 볼 수 있었지만 이제 개인 PC도 multi cpu를 사용하는걸 어렵지 않게 볼 수 있다. multi cpu가 사용되면서, 병렬프로그래밍 기법의 중요성이 더욱 커지고 있다.

하지만 병렬프로그램의 작성에는 고려해야할 여러가지 사항들이 있다. 때때로 이들은 프로그램의 작성을 매우 어렵게 만들기도 한다.
  • 로드 밸런싱
  • Data dependencies
  • 동기화 그리고 race conditions
  • 메모리 이슈
  • IO 이슈
  • 프로그램의 복잡도 증가
  • 개발시간과 비용의 증가 

일반적으로 사용되는 쓰레드 프로그램 모델은 다음과 같다.
  • Manager/worker boss/worker 모델이라고 부르기도 한다. 일반적으로 Manager 쓰레드가 모든 입력을 제어하고 각 쓰레드에 작업을 배분한다. server & client 모델을 사용하는 네트워크 프로그램의 제작에 널리 사용된다. Manager 쓰레드에서 client의 accept를 받아들이고 새로운 worker 쓰레드를 생성해서 input (연결)을 전달하는 방식이다.
  • pipeline task가 여러개의 suboperation 으로 나뉘어서 수행이 된다. 각 task가 처리한 결과를 다음 task에 넘겨서 처리하고 최종적으로 main thread는 완전히 처리된 데이터를 넘겨받는 식이다. 입력데이터가 long stream 일 경우에 사용할 수 있다. 자동차 조립 라인과 비슷하다. 조립라이을 컨테이너 벨트식으로 만들게 됨으로 실제 조립라인에는 여러대의 자동차가 존재하게 된다.
  • peer Manager/worker 모델과 비슷하다. 그러나 main 쓰레드는 단지 새로운 쓰레드를 생성하기만 한다. 생성된 쓰레드가 독립적으로 자신의 작업을 수행한다. 네트워크 프로그래밍으로 보자면, 각각의 생성된 쓰레드가 client accept()를 기다리는 방식이라고 보면 된다. 

shared memory 모델 

모든 쓰레드가 전역 메모리공간을 공유하는 방식이다. 프로그래머는 전역 메모리 공간에 대한 Access 동기화에 특시 신경을 써줘야 한다. 이들 공간에 대해서

thread safeness 

쓰레드는 공유하는 메모리공간에 대해서 서로 제어권을 얻기위해서 경쟁하는 상태에 놓일 수 있다. 이들 쓰레드가 자원을 놓고 경쟁하는 것을 제어하지 않으면 쓰레드가 안전 - safeness - 하지 않은 상태에 놓이게 된다.

예를들어 여러개의 쓰레드가 동일한 library(:12) 루틴을 이용해서 다음과 같은 작업을 한다고 가정해보자.
  1. 라이브러리가 메모리의 전역 구조체를 엑세스 한다.
  2. 거의 같은 시간에 쓰레드가 전역 구조체의 데이터를 읽고/쓰려고 한다.
  3. 이때 보호하고자 하는 데이터영역에 대한 동기화장치가 마련되어 있지 않았다면, thread:::safe(:12) 하지 않은 라이브러리가 된다.
이 문제는 멀티쓰레드 프로그래밍시 발생하게 되는데, 100% thread-safe 하지 않은 외부라이브러리를 사용하게 될경우 프로그램에 문제가 발생할 수 있다. 외부 라이브러리를 사용할때는 thread-safe 한지를 확인해볼 필요가 있다. 대부분의 잘 정의된 라이브러리는 thread-safe 한지를 명시하고 있다.

POSIX thread 

흔히 Pthread 라고 불리우며, POSIX(:12) 에서 표준으로 제안한 thread 함수모음으로 thread 를 지원하기위한 C(:12) 표준 라이브러리 셋을 제공한다. 이후 모든 예제는 Pthread 를 통해서 구현하고 설명하게 될것이다.

쓰레드의 생성과 종료 

멀티 쓰레드 프로그램이 처음 시작되었을때 그것은 main()함수를 실행하는 단일 프로세스 상태로 작동하게 될것이다. 이것은 그 자체로 하나의 완전한 쓰레드이다. 이 상태에서 우리는 pthread_create(3) 함수를 부름으로써 새로운 쓰레드를 생성할수 있다.

쓰레드를 이용한 프로그램은 기본적으로 아래와 같은 순서로 작동하게 된다.
     Master Thread
           |
           |             pthread_create() 에 의해서 worker 생성
           |
     +---+----+---+      worker 시작
     |   |    |   |
     |   |    |   |      각각의 worker는 그들의 작업을 수행한다.
     |   |    |   |
     +---+----+---+      worker 를 종료한다.  
           |
           |             pthread_join()에 의해서 worker 를 join 한다.
           |
     Master Thread

worker 은 쓰레드로 바꾸어 생각할수도 있다.

아래는 쓰레드 프로그램의 가장 간단한 예이다.
#include <stdio.h> 
#include <unistd.h> 
#include <pthread.h> 

void* do_loop(void *data)
{
    int i;

    int me = *((int *)data);
    for (i = 0; i < 10; i++)
    {
        printf("%d - Got %d\n", me, i);
        sleep(1);
    }
}

int main()
{
    int       thr_id;
    pthread_t p_thread[3];
    int status;
    int a = 1;
    int b = 2;      
    int c = 3;      

    thr_id = pthread_create(&p_thread[0], NULL, do_loop, (void *)&a);
    thr_id = pthread_create(&p_thread[1], NULL, do_loop, (void *)&b);
    thr_id = pthread_create(&p_thread[2], NULL, do_loop, (void *)&c);

    pthread_join(p_thread[0], (void **) &status);
    pthread_join(p_thread[1], (void **) &status);
    pthread_join(p_thread[2], (void **) &status);

    printf("programing is end\n");
    return 0;
}

위의 프로그램을 컴파일 시키기 위해선 pthread 라이브러리를 링크시켜줘야 한다.
[yundream@localhost test]# gcc -o thread thread.c -lpthread
최초에 main() 쓰레드가 시작되고 나서 pthread_create 를 이용해서 3개의 쓰레드를 생성 시켯다. 각각의 쓰레드는 do_loop 코드를 실행한다. 쓰레드가 모든 작업을 마쳤다면, pthread_join 을 이용해서 다른 쓰레드가 종료될때까지 기다리고, 모든 쓰레드가 종료되었다면, main()쓰레드가 종료되고 프로세스는 완전히 끝나게 된다.

쓰레드의 생성은 pthread_create()를 호출함으로써 이루어진다. 첫번째 아규먼트는 pthread_t 데이타 구조체에 대한 포인터를 돌려주는데, 쓰레드에 대한 지시값이 들어 있다. 각각의 쓰레드는 각각의 유일한 pthread_t 를 가지고 있어야만 한다. 위의 프로그램에서 우리는 각각의 쓰레드가 유일한 p_thread 를 가지도록 하기 위해서 생성할 쓰레드의 수만큼(3)을 배열로 만들었다. 2번째 아규먼트는 쓰레드가 만들어질때의 타입이다.

(스케쥴링 우선순위 같은). 보통은 NULL 값을 사용한다. 쓰레드 타입에 대한 내용은 pthread_attr_init(3) 을 참조하기 바란다. 3번째 아규먼트가 바로 쓰레드가 실행할 코드이다. 4번째 아규먼트는 쓰레드에 넘겨주고 싶은 값을 명시해주면 된다. 여기에서는 각 쓰레드에 번호를 부여하기위한 int 값을 넘겼다.

각 쓰레드는 1부터 10까지 증가 시킨다음에 쓰레드를 종료하도록 되어 있다.

그동안 메인 쓰레드는 pthread_join 을 호출하여서 각각의 쓰레드가 종료할때까지 기다린다. 3개의 쓰레드가 모두 종료가 된다면 메인 쓰레드는 "programing is end" 메시지를 출력하고 프로그램을 완전히 종료하게 될것이다.

pthread_join 은 fork 의 wait(2) 와 비슷하다고 볼수 있다. fork 에서도 자식프로세스가 모두죽고 나서 부모프로세스가 죽어야 하듯이(예외를 만들수도 있지만), 쓰레드도 모든 생성된 쓰레드가 종료된 다음에 메인 쓰레드가 종료되어야 한다.

pthread_join 을 사용하게 되면 메인 쓰레드는 pthread_join 에 명시된 쓰레드가 종료할때까지 잠자면서(sleep)기다리게 된다. 이는 모든 쓰레드가 종료하기 전에 부모쓰레드가 종료하는 사태를 막기 위해서 사용된다. 하나의 쓰레드가 모든일을 종료하고, pthread_join 을 깨우게 되면, 쓰레드가 가지고 있던 자원들을 모두 되돌려주게 된다 (free). 만약 실행되고 있는 쓰레드를 즉시 중지하길 원한다면 pthread_cancel() 과 pthread_testcancel()을 사용하면 된다.

공용으로 사용되는 자원의 동기화 

위에서 우리는 쓰레드를 사용할경우 상당히 많은 자원을 서로 공유하게 됨으로 얻는 여러가지 이점에 대해서 알아봤었다. 그러나 하나의 자원을 여러개의 쓰레드가 동시에 공유하게 됨으로 자원획득에 관한 문제가 발생할수 있다. 실지로 쓰레드를 사용하게 될경우 가장 주의해야 할점 중 하나가 바로 자원의 동시 접근에 대한 제어이다.

기본적으로 하나의 쓰레드가 하나의 자원에 접근하고 있을때, 다른 쓰레드는 그 자원에 대한 이전 쓰레드의 작업이 모두 끝나기전엔 접근하면 안될것이다.

이런한 공유되는 자원에 대한 접근제어는 IPC 설비의 세마포어와 매우 비슷한 점이 있다. 쓰레드에서는 이러한 공유되는 자원의 접근 제얼르 위해서 Mutexe 라는 것을 제공한다. Mutexe 는 다루어야할 내용이 꽤 많음으로 다음번 강좌에서 다루도록 하겠다.
category_system
programing

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