[PATCH] fix typo in memory barrier docs
[linux-2.6.git] / Documentation / memory-barriers.txt
1                          ============================
2                          LINUX KERNEL MEMORY BARRIERS
3                          ============================
4
5 By: David Howells <dhowells@redhat.com>
6
7 Contents:
8
9  (*) Abstract memory access model.
10
11      - Device operations.
12      - Guarantees.
13
14  (*) What are memory barriers?
15
16      - Varieties of memory barrier.
17      - What may not be assumed about memory barriers?
18      - Data dependency barriers.
19      - Control dependencies.
20      - SMP barrier pairing.
21      - Examples of memory barrier sequences.
22      - Read memory barriers vs load speculation.
23
24  (*) Explicit kernel barriers.
25
26      - Compiler barrier.
27      - The CPU memory barriers.
28      - MMIO write barrier.
29
30  (*) Implicit kernel memory barriers.
31
32      - Locking functions.
33      - Interrupt disabling functions.
34      - Miscellaneous functions.
35
36  (*) Inter-CPU locking barrier effects.
37
38      - Locks vs memory accesses.
39      - Locks vs I/O accesses.
40
41  (*) Where are memory barriers needed?
42
43      - Interprocessor interaction.
44      - Atomic operations.
45      - Accessing devices.
46      - Interrupts.
47
48  (*) Kernel I/O barrier effects.
49
50  (*) Assumed minimum execution ordering model.
51
52  (*) The effects of the cpu cache.
53
54      - Cache coherency.
55      - Cache coherency vs DMA.
56      - Cache coherency vs MMIO.
57
58  (*) The things CPUs get up to.
59
60      - And then there's the Alpha.
61
62  (*) References.
63
64
65 ============================
66 ABSTRACT MEMORY ACCESS MODEL
67 ============================
68
69 Consider the following abstract model of the system:
70
71                             :                :
72                             :                :
73                             :                :
74                 +-------+   :   +--------+   :   +-------+
75                 |       |   :   |        |   :   |       |
76                 |       |   :   |        |   :   |       |
77                 | CPU 1 |<----->| Memory |<----->| CPU 2 |
78                 |       |   :   |        |   :   |       |
79                 |       |   :   |        |   :   |       |
80                 +-------+   :   +--------+   :   +-------+
81                     ^       :       ^        :       ^
82                     |       :       |        :       |
83                     |       :       |        :       |
84                     |       :       v        :       |
85                     |       :   +--------+   :       |
86                     |       :   |        |   :       |
87                     |       :   |        |   :       |
88                     +---------->| Device |<----------+
89                             :   |        |   :
90                             :   |        |   :
91                             :   +--------+   :
92                             :                :
93
94 Each CPU executes a program that generates memory access operations.  In the
95 abstract CPU, memory operation ordering is very relaxed, and a CPU may actually
96 perform the memory operations in any order it likes, provided program causality
97 appears to be maintained.  Similarly, the compiler may also arrange the
98 instructions it emits in any order it likes, provided it doesn't affect the
99 apparent operation of the program.
100
101 So in the above diagram, the effects of the memory operations performed by a
102 CPU are perceived by the rest of the system as the operations cross the
103 interface between the CPU and rest of the system (the dotted lines).
104
105
106 For example, consider the following sequence of events:
107
108         CPU 1           CPU 2
109         =============== ===============
110         { A == 1; B == 2 }
111         A = 3;          x = A;
112         B = 4;          y = B;
113
114 The set of accesses as seen by the memory system in the middle can be arranged
115 in 24 different combinations:
116
117         STORE A=3,      STORE B=4,      x=LOAD A->3,    y=LOAD B->4
118         STORE A=3,      STORE B=4,      y=LOAD B->4,    x=LOAD A->3
119         STORE A=3,      x=LOAD A->3,    STORE B=4,      y=LOAD B->4
120         STORE A=3,      x=LOAD A->3,    y=LOAD B->2,    STORE B=4
121         STORE A=3,      y=LOAD B->2,    STORE B=4,      x=LOAD A->3
122         STORE A=3,      y=LOAD B->2,    x=LOAD A->3,    STORE B=4
123         STORE B=4,      STORE A=3,      x=LOAD A->3,    y=LOAD B->4
124         STORE B=4, ...
125         ...
126
127 and can thus result in four different combinations of values:
128
129         x == 1, y == 2
130         x == 1, y == 4
131         x == 3, y == 2
132         x == 3, y == 4
133
134
135 Furthermore, the stores committed by a CPU to the memory system may not be
136 perceived by the loads made by another CPU in the same order as the stores were
137 committed.
138
139
140 As a further example, consider this sequence of events:
141
142         CPU 1           CPU 2
143         =============== ===============
144         { A == 1, B == 2, C = 3, P == &A, Q == &C }
145         B = 4;          Q = P;
146         P = &B          D = *Q;
147
148 There is an obvious data dependency here, as the value loaded into D depends on
149 the address retrieved from P by CPU 2.  At the end of the sequence, any of the
150 following results are possible:
151
152         (Q == &A) and (D == 1)
153         (Q == &B) and (D == 2)
154         (Q == &B) and (D == 4)
155
156 Note that CPU 2 will never try and load C into D because the CPU will load P
157 into Q before issuing the load of *Q.
158
159
160 DEVICE OPERATIONS
161 -----------------
162
163 Some devices present their control interfaces as collections of memory
164 locations, but the order in which the control registers are accessed is very
165 important.  For instance, imagine an ethernet card with a set of internal
166 registers that are accessed through an address port register (A) and a data
167 port register (D).  To read internal register 5, the following code might then
168 be used:
169
170         *A = 5;
171         x = *D;
172
173 but this might show up as either of the following two sequences:
174
175         STORE *A = 5, x = LOAD *D
176         x = LOAD *D, STORE *A = 5
177
178 the second of which will almost certainly result in a malfunction, since it set
179 the address _after_ attempting to read the register.
180
181
182 GUARANTEES
183 ----------
184
185 There are some minimal guarantees that may be expected of a CPU:
186
187  (*) On any given CPU, dependent memory accesses will be issued in order, with
188      respect to itself.  This means that for:
189
190         Q = P; D = *Q;
191
192      the CPU will issue the following memory operations:
193
194         Q = LOAD P, D = LOAD *Q
195
196      and always in that order.
197
198  (*) Overlapping loads and stores within a particular CPU will appear to be
199      ordered within that CPU.  This means that for:
200
201         a = *X; *X = b;
202
203      the CPU will only issue the following sequence of memory operations:
204
205         a = LOAD *X, STORE *X = b
206
207      And for:
208
209         *X = c; d = *X;
210
211      the CPU will only issue:
212
213         STORE *X = c, d = LOAD *X
214
215      (Loads and stores overlap if they are targetted at overlapping pieces of
216      memory).
217
218 And there are a number of things that _must_ or _must_not_ be assumed:
219
220  (*) It _must_not_ be assumed that independent loads and stores will be issued
221      in the order given.  This means that for:
222
223         X = *A; Y = *B; *D = Z;
224
225      we may get any of the following sequences:
226
227         X = LOAD *A,  Y = LOAD *B,  STORE *D = Z
228         X = LOAD *A,  STORE *D = Z, Y = LOAD *B
229         Y = LOAD *B,  X = LOAD *A,  STORE *D = Z
230         Y = LOAD *B,  STORE *D = Z, X = LOAD *A
231         STORE *D = Z, X = LOAD *A,  Y = LOAD *B
232         STORE *D = Z, Y = LOAD *B,  X = LOAD *A
233
234  (*) It _must_ be assumed that overlapping memory accesses may be merged or
235      discarded.  This means that for:
236
237         X = *A; Y = *(A + 4);
238
239      we may get any one of the following sequences:
240
241         X = LOAD *A; Y = LOAD *(A + 4);
242         Y = LOAD *(A + 4); X = LOAD *A;
243         {X, Y} = LOAD {*A, *(A + 4) };
244
245      And for:
246
247         *A = X; Y = *A;
248
249      we may get either of:
250
251         STORE *A = X; Y = LOAD *A;
252         STORE *A = Y = X;
253
254
255 =========================
256 WHAT ARE MEMORY BARRIERS?
257 =========================
258
259 As can be seen above, independent memory operations are effectively performed
260 in random order, but this can be a problem for CPU-CPU interaction and for I/O.
261 What is required is some way of intervening to instruct the compiler and the
262 CPU to restrict the order.
263
264 Memory barriers are such interventions.  They impose a perceived partial
265 ordering over the memory operations on either side of the barrier.
266
267 Such enforcement is important because the CPUs and other devices in a system
268 can use a variety of tricks to improve performance - including reordering,
269 deferral and combination of memory operations; speculative loads; speculative
270 branch prediction and various types of caching.  Memory barriers are used to
271 override or suppress these tricks, allowing the code to sanely control the
272 interaction of multiple CPUs and/or devices.
273
274
275 VARIETIES OF MEMORY BARRIER
276 ---------------------------
277
278 Memory barriers come in four basic varieties:
279
280  (1) Write (or store) memory barriers.
281
282      A write memory barrier gives a guarantee that all the STORE operations
283      specified before the barrier will appear to happen before all the STORE
284      operations specified after the barrier with respect to the other
285      components of the system.
286
287      A write barrier is a partial ordering on stores only; it is not required
288      to have any effect on loads.
289
290      A CPU can be viewed as committing a sequence of store operations to the
291      memory system as time progresses.  All stores before a write barrier will
292      occur in the sequence _before_ all the stores after the write barrier.
293
294      [!] Note that write barriers should normally be paired with read or data
295      dependency barriers; see the "SMP barrier pairing" subsection.
296
297
298  (2) Data dependency barriers.
299
300      A data dependency barrier is a weaker form of read barrier.  In the case
301      where two loads are performed such that the second depends on the result
302      of the first (eg: the first load retrieves the address to which the second
303      load will be directed), a data dependency barrier would be required to
304      make sure that the target of the second load is updated before the address
305      obtained by the first load is accessed.
306
307      A data dependency barrier is a partial ordering on interdependent loads
308      only; it is not required to have any effect on stores, independent loads
309      or overlapping loads.
310
311      As mentioned in (1), the other CPUs in the system can be viewed as
312      committing sequences of stores to the memory system that the CPU being
313      considered can then perceive.  A data dependency barrier issued by the CPU
314      under consideration guarantees that for any load preceding it, if that
315      load touches one of a sequence of stores from another CPU, then by the
316      time the barrier completes, the effects of all the stores prior to that
317      touched by the load will be perceptible to any loads issued after the data
318      dependency barrier.
319
320      See the "Examples of memory barrier sequences" subsection for diagrams
321      showing the ordering constraints.
322
323      [!] Note that the first load really has to have a _data_ dependency and
324      not a control dependency.  If the address for the second load is dependent
325      on the first load, but the dependency is through a conditional rather than
326      actually loading the address itself, then it's a _control_ dependency and
327      a full read barrier or better is required.  See the "Control dependencies"
328      subsection for more information.
329
330      [!] Note that data dependency barriers should normally be paired with
331      write barriers; see the "SMP barrier pairing" subsection.
332
333
334  (3) Read (or load) memory barriers.
335
336      A read barrier is a data dependency barrier plus a guarantee that all the
337      LOAD operations specified before the barrier will appear to happen before
338      all the LOAD operations specified after the barrier with respect to the
339      other components of the system.
340
341      A read barrier is a partial ordering on loads only; it is not required to
342      have any effect on stores.
343
344      Read memory barriers imply data dependency barriers, and so can substitute
345      for them.
346
347      [!] Note that read barriers should normally be paired with write barriers;
348      see the "SMP barrier pairing" subsection.
349
350
351  (4) General memory barriers.
352
353      A general memory barrier gives a guarantee that all the LOAD and STORE
354      operations specified before the barrier will appear to happen before all
355      the LOAD and STORE operations specified after the barrier with respect to
356      the other components of the system.
357
358      A general memory barrier is a partial ordering over both loads and stores.
359
360      General memory barriers imply both read and write memory barriers, and so
361      can substitute for either.
362
363
364 And a couple of implicit varieties:
365
366  (5) LOCK operations.
367
368      This acts as a one-way permeable barrier.  It guarantees that all memory
369      operations after the LOCK operation will appear to happen after the LOCK
370      operation with respect to the other components of the system.
371
372      Memory operations that occur before a LOCK operation may appear to happen
373      after it completes.
374
375      A LOCK operation should almost always be paired with an UNLOCK operation.
376
377
378  (6) UNLOCK operations.
379
380      This also acts as a one-way permeable barrier.  It guarantees that all
381      memory operations before the UNLOCK operation will appear to happen before
382      the UNLOCK operation with respect to the other components of the system.
383
384      Memory operations that occur after an UNLOCK operation may appear to
385      happen before it completes.
386
387      LOCK and UNLOCK operations are guaranteed to appear with respect to each
388      other strictly in the order specified.
389
390      The use of LOCK and UNLOCK operations generally precludes the need for
391      other sorts of memory barrier (but note the exceptions mentioned in the
392      subsection "MMIO write barrier").
393
394
395 Memory barriers are only required where there's a possibility of interaction
396 between two CPUs or between a CPU and a device.  If it can be guaranteed that
397 there won't be any such interaction in any particular piece of code, then
398 memory barriers are unnecessary in that piece of code.
399
400
401 Note that these are the _minimum_ guarantees.  Different architectures may give
402 more substantial guarantees, but they may _not_ be relied upon outside of arch
403 specific code.
404
405
406 WHAT MAY NOT BE ASSUMED ABOUT MEMORY BARRIERS?
407 ----------------------------------------------
408
409 There are certain things that the Linux kernel memory barriers do not guarantee:
410
411  (*) There is no guarantee that any of the memory accesses specified before a
412      memory barrier will be _complete_ by the completion of a memory barrier
413      instruction; the barrier can be considered to draw a line in that CPU's
414      access queue that accesses of the appropriate type may not cross.
415
416  (*) There is no guarantee that issuing a memory barrier on one CPU will have
417      any direct effect on another CPU or any other hardware in the system.  The
418      indirect effect will be the order in which the second CPU sees the effects
419      of the first CPU's accesses occur, but see the next point:
420
421  (*) There is no guarantee that a CPU will see the correct order of effects
422      from a second CPU's accesses, even _if_ the second CPU uses a memory
423      barrier, unless the first CPU _also_ uses a matching memory barrier (see
424      the subsection on "SMP Barrier Pairing").
425
426  (*) There is no guarantee that some intervening piece of off-the-CPU
427      hardware[*] will not reorder the memory accesses.  CPU cache coherency
428      mechanisms should propagate the indirect effects of a memory barrier
429      between CPUs, but might not do so in order.
430
431         [*] For information on bus mastering DMA and coherency please read:
432
433             Documentation/pci.txt
434             Documentation/DMA-mapping.txt
435             Documentation/DMA-API.txt
436
437
438 DATA DEPENDENCY BARRIERS
439 ------------------------
440
441 The usage requirements of data dependency barriers are a little subtle, and
442 it's not always obvious that they're needed.  To illustrate, consider the
443 following sequence of events:
444
445         CPU 1           CPU 2
446         =============== ===============
447         { A == 1, B == 2, C = 3, P == &A, Q == &C }
448         B = 4;
449         <write barrier>
450         P = &B
451                         Q = P;
452                         D = *Q;
453
454 There's a clear data dependency here, and it would seem that by the end of the
455 sequence, Q must be either &A or &B, and that:
456
457         (Q == &A) implies (D == 1)
458         (Q == &B) implies (D == 4)
459
460 But! CPU 2's perception of P may be updated _before_ its perception of B, thus
461 leading to the following situation:
462
463         (Q == &B) and (D == 2) ????
464
465 Whilst this may seem like a failure of coherency or causality maintenance, it
466 isn't, and this behaviour can be observed on certain real CPUs (such as the DEC
467 Alpha).
468
469 To deal with this, a data dependency barrier or better must be inserted
470 between the address load and the data load:
471
472         CPU 1           CPU 2
473         =============== ===============
474         { A == 1, B == 2, C = 3, P == &A, Q == &C }
475         B = 4;
476         <write barrier>
477         P = &B
478                         Q = P;
479                         <data dependency barrier>
480                         D = *Q;
481
482 This enforces the occurrence of one of the two implications, and prevents the
483 third possibility from arising.
484
485 [!] Note that this extremely counterintuitive situation arises most easily on
486 machines with split caches, so that, for example, one cache bank processes
487 even-numbered cache lines and the other bank processes odd-numbered cache
488 lines.  The pointer P might be stored in an odd-numbered cache line, and the
489 variable B might be stored in an even-numbered cache line.  Then, if the
490 even-numbered bank of the reading CPU's cache is extremely busy while the
491 odd-numbered bank is idle, one can see the new value of the pointer P (&B),
492 but the old value of the variable B (2).
493
494
495 Another example of where data dependency barriers might by required is where a
496 number is read from memory and then used to calculate the index for an array
497 access:
498
499         CPU 1           CPU 2
500         =============== ===============
501         { M[0] == 1, M[1] == 2, M[3] = 3, P == 0, Q == 3 }
502         M[1] = 4;
503         <write barrier>
504         P = 1
505                         Q = P;
506                         <data dependency barrier>
507                         D = M[Q];
508
509
510 The data dependency barrier is very important to the RCU system, for example.
511 See rcu_dereference() in include/linux/rcupdate.h.  This permits the current
512 target of an RCU'd pointer to be replaced with a new modified target, without
513 the replacement target appearing to be incompletely initialised.
514
515 See also the subsection on "Cache Coherency" for a more thorough example.
516
517
518 CONTROL DEPENDENCIES
519 --------------------
520
521 A control dependency requires a full read memory barrier, not simply a data
522 dependency barrier to make it work correctly.  Consider the following bit of
523 code:
524
525         q = &a;
526         if (p)
527                 q = &b;
528         <data dependency barrier>
529         x = *q;
530
531 This will not have the desired effect because there is no actual data
532 dependency, but rather a control dependency that the CPU may short-circuit by
533 attempting to predict the outcome in advance.  In such a case what's actually
534 required is:
535
536         q = &a;
537         if (p)
538                 q = &b;
539         <read barrier>
540         x = *q;
541
542
543 SMP BARRIER PAIRING
544 -------------------
545
546 When dealing with CPU-CPU interactions, certain types of memory barrier should
547 always be paired.  A lack of appropriate pairing is almost certainly an error.
548
549 A write barrier should always be paired with a data dependency barrier or read
550 barrier, though a general barrier would also be viable.  Similarly a read
551 barrier or a data dependency barrier should always be paired with at least an
552 write barrier, though, again, a general barrier is viable:
553
554         CPU 1           CPU 2
555         =============== ===============
556         a = 1;
557         <write barrier>
558         b = 2;          x = b;
559                         <read barrier>
560                         y = a;
561
562 Or:
563
564         CPU 1           CPU 2
565         =============== ===============================
566         a = 1;
567         <write barrier>
568         b = &a;         x = b;
569                         <data dependency barrier>
570                         y = *x;
571
572 Basically, the read barrier always has to be there, even though it can be of
573 the "weaker" type.
574
575 [!] Note that the stores before the write barrier would normally be expected to
576 match the loads after the read barrier or data dependency barrier, and vice
577 versa:
578
579         CPU 1                           CPU 2
580         ===============                 ===============
581         a = 1;           }----   --->{  v = c
582         b = 2;           }    \ /    {  w = d
583         <write barrier>        \        <read barrier>
584         c = 3;           }    / \    {  x = a;
585         d = 4;           }----   --->{  y = b;
586
587
588 EXAMPLES OF MEMORY BARRIER SEQUENCES
589 ------------------------------------
590
591 Firstly, write barriers act as a partial orderings on store operations.
592 Consider the following sequence of events:
593
594         CPU 1
595         =======================
596         STORE A = 1
597         STORE B = 2
598         STORE C = 3
599         <write barrier>
600         STORE D = 4
601         STORE E = 5
602
603 This sequence of events is committed to the memory coherence system in an order
604 that the rest of the system might perceive as the unordered set of { STORE A,
605 STORE B, STORE C } all occurring before the unordered set of { STORE D, STORE E
606 }:
607
608         +-------+       :      :
609         |       |       +------+
610         |       |------>| C=3  |     }     /\
611         |       |  :    +------+     }-----  \  -----> Events perceptible
612         |       |  :    | A=1  |     }        \/       to rest of system
613         |       |  :    +------+     }
614         | CPU 1 |  :    | B=2  |     }
615         |       |       +------+     }
616         |       |   wwwwwwwwwwwwwwww }   <--- At this point the write barrier
617         |       |       +------+     }        requires all stores prior to the
618         |       |  :    | E=5  |     }        barrier to be committed before
619         |       |  :    +------+     }        further stores may be take place.
620         |       |------>| D=4  |     }
621         |       |       +------+
622         +-------+       :      :
623                            |
624                            | Sequence in which stores are committed to the
625                            | memory system by CPU 1
626                            V
627
628
629 Secondly, data dependency barriers act as a partial orderings on data-dependent
630 loads.  Consider the following sequence of events:
631
632         CPU 1                   CPU 2
633         ======================= =======================
634                 { B = 7; X = 9; Y = 8; C = &Y }
635         STORE A = 1
636         STORE B = 2
637         <write barrier>
638         STORE C = &B            LOAD X
639         STORE D = 4             LOAD C (gets &B)
640                                 LOAD *C (reads B)
641
642 Without intervention, CPU 2 may perceive the events on CPU 1 in some
643 effectively random order, despite the write barrier issued by CPU 1:
644
645         +-------+       :      :                :       :
646         |       |       +------+                +-------+  | Sequence of update
647         |       |------>| B=2  |-----       --->| Y->8  |  | of perception on
648         |       |  :    +------+     \          +-------+  | CPU 2
649         | CPU 1 |  :    | A=1  |      \     --->| C->&Y |  V
650         |       |       +------+       |        +-------+
651         |       |   wwwwwwwwwwwwwwww   |        :       :
652         |       |       +------+       |        :       :
653         |       |  :    | C=&B |---    |        :       :       +-------+
654         |       |  :    +------+   \   |        +-------+       |       |
655         |       |------>| D=4  |    ----------->| C->&B |------>|       |
656         |       |       +------+       |        +-------+       |       |
657         +-------+       :      :       |        :       :       |       |
658                                        |        :       :       |       |
659                                        |        :       :       | CPU 2 |
660                                        |        +-------+       |       |
661             Apparently incorrect --->  |        | B->7  |------>|       |
662             perception of B (!)        |        +-------+       |       |
663                                        |        :       :       |       |
664                                        |        +-------+       |       |
665             The load of X holds --->    \       | X->9  |------>|       |
666             up the maintenance           \      +-------+       |       |
667             of coherence of B             ----->| B->2  |       +-------+
668                                                 +-------+
669                                                 :       :
670
671
672 In the above example, CPU 2 perceives that B is 7, despite the load of *C
673 (which would be B) coming after the LOAD of C.
674
675 If, however, a data dependency barrier were to be placed between the load of C
676 and the load of *C (ie: B) on CPU 2:
677
678         CPU 1                   CPU 2
679         ======================= =======================
680                 { B = 7; X = 9; Y = 8; C = &Y }
681         STORE A = 1
682         STORE B = 2
683         <write barrier>
684         STORE C = &B            LOAD X
685         STORE D = 4             LOAD C (gets &B)
686                                 <data dependency barrier>
687                                 LOAD *C (reads B)
688
689 then the following will occur:
690
691         +-------+       :      :                :       :
692         |       |       +------+                +-------+
693         |       |------>| B=2  |-----       --->| Y->8  |
694         |       |  :    +------+     \          +-------+
695         | CPU 1 |  :    | A=1  |      \     --->| C->&Y |
696         |       |       +------+       |        +-------+
697         |       |   wwwwwwwwwwwwwwww   |        :       :
698         |       |       +------+       |        :       :
699         |       |  :    | C=&B |---    |        :       :       +-------+
700         |       |  :    +------+   \   |        +-------+       |       |
701         |       |------>| D=4  |    ----------->| C->&B |------>|       |
702         |       |       +------+       |        +-------+       |       |
703         +-------+       :      :       |        :       :       |       |
704                                        |        :       :       |       |
705                                        |        :       :       | CPU 2 |
706                                        |        +-------+       |       |
707                                        |        | X->9  |------>|       |
708                                        |        +-------+       |       |
709           Makes sure all effects --->   \   ddddddddddddddddd   |       |
710           prior to the store of C        \      +-------+       |       |
711           are perceptible to              ----->| B->2  |------>|       |
712           subsequent loads                      +-------+       |       |
713                                                 :       :       +-------+
714
715
716 And thirdly, a read barrier acts as a partial order on loads.  Consider the
717 following sequence of events:
718
719         CPU 1                   CPU 2
720         ======================= =======================
721                 { A = 0, B = 9 }
722         STORE A=1
723         <write barrier>
724         STORE B=2
725                                 LOAD B
726                                 LOAD A
727
728 Without intervention, CPU 2 may then choose to perceive the events on CPU 1 in
729 some effectively random order, despite the write barrier issued by CPU 1:
730
731         +-------+       :      :                :       :
732         |       |       +------+                +-------+
733         |       |------>| A=1  |------      --->| A->0  |
734         |       |       +------+      \         +-------+
735         | CPU 1 |   wwwwwwwwwwwwwwww   \    --->| B->9  |
736         |       |       +------+        |       +-------+
737         |       |------>| B=2  |---     |       :       :
738         |       |       +------+   \    |       :       :       +-------+
739         +-------+       :      :    \   |       +-------+       |       |
740                                      ---------->| B->2  |------>|       |
741                                         |       +-------+       | CPU 2 |
742                                         |       | A->0  |------>|       |
743                                         |       +-------+       |       |
744                                         |       :       :       +-------+
745                                          \      :       :
746                                           \     +-------+
747                                            ---->| A->1  |
748                                                 +-------+
749                                                 :       :
750
751
752 If, however, a read barrier were to be placed between the load of B and the
753 load of A on CPU 2:
754
755         CPU 1                   CPU 2
756         ======================= =======================
757                 { A = 0, B = 9 }
758         STORE A=1
759         <write barrier>
760         STORE B=2
761                                 LOAD B
762                                 <read barrier>
763                                 LOAD A
764
765 then the partial ordering imposed by CPU 1 will be perceived correctly by CPU
766 2:
767
768         +-------+       :      :                :       :
769         |       |       +------+                +-------+
770         |       |------>| A=1  |------      --->| A->0  |
771         |       |       +------+      \         +-------+
772         | CPU 1 |   wwwwwwwwwwwwwwww   \    --->| B->9  |
773         |       |       +------+        |       +-------+
774         |       |------>| B=2  |---     |       :       :
775         |       |       +------+   \    |       :       :       +-------+
776         +-------+       :      :    \   |       +-------+       |       |
777                                      ---------->| B->2  |------>|       |
778                                         |       +-------+       | CPU 2 |
779                                         |       :       :       |       |
780                                         |       :       :       |       |
781           At this point the read ---->   \  rrrrrrrrrrrrrrrrr   |       |
782           barrier causes all effects      \     +-------+       |       |
783           prior to the storage of B        ---->| A->1  |------>|       |
784           to be perceptible to CPU 2            +-------+       |       |
785                                                 :       :       +-------+
786
787
788 To illustrate this more completely, consider what could happen if the code
789 contained a load of A either side of the read barrier:
790
791         CPU 1                   CPU 2
792         ======================= =======================
793                 { A = 0, B = 9 }
794         STORE A=1
795         <write barrier>
796         STORE B=2
797                                 LOAD B
798                                 LOAD A [first load of A]
799                                 <read barrier>
800                                 LOAD A [second load of A]
801
802 Even though the two loads of A both occur after the load of B, they may both
803 come up with different values:
804
805         +-------+       :      :                :       :
806         |       |       +------+                +-------+
807         |       |------>| A=1  |------      --->| A->0  |
808         |       |       +------+      \         +-------+
809         | CPU 1 |   wwwwwwwwwwwwwwww   \    --->| B->9  |
810         |       |       +------+        |       +-------+
811         |       |------>| B=2  |---     |       :       :
812         |       |       +------+   \    |       :       :       +-------+
813         +-------+       :      :    \   |       +-------+       |       |
814                                      ---------->| B->2  |------>|       |
815                                         |       +-------+       | CPU 2 |
816                                         |       :       :       |       |
817                                         |       :       :       |       |
818                                         |       +-------+       |       |
819                                         |       | A->0  |------>| 1st   |
820                                         |       +-------+       |       |
821           At this point the read ---->   \  rrrrrrrrrrrrrrrrr   |       |
822           barrier causes all effects      \     +-------+       |       |
823           prior to the storage of B        ---->| A->1  |------>| 2nd   |
824           to be perceptible to CPU 2            +-------+       |       |
825                                                 :       :       +-------+
826
827
828 But it may be that the update to A from CPU 1 becomes perceptible to CPU 2
829 before the read barrier completes anyway:
830
831         +-------+       :      :                :       :
832         |       |       +------+                +-------+
833         |       |------>| A=1  |------      --->| A->0  |
834         |       |       +------+      \         +-------+
835         | CPU 1 |   wwwwwwwwwwwwwwww   \    --->| B->9  |
836         |       |       +------+        |       +-------+
837         |       |------>| B=2  |---     |       :       :
838         |       |       +------+   \    |       :       :       +-------+
839         +-------+       :      :    \   |       +-------+       |       |
840                                      ---------->| B->2  |------>|       |
841                                         |       +-------+       | CPU 2 |
842                                         |       :       :       |       |
843                                          \      :       :       |       |
844                                           \     +-------+       |       |
845                                            ---->| A->1  |------>| 1st   |
846                                                 +-------+       |       |
847                                             rrrrrrrrrrrrrrrrr   |       |
848                                                 +-------+       |       |
849                                                 | A->1  |------>| 2nd   |
850                                                 +-------+       |       |
851                                                 :       :       +-------+
852
853
854 The guarantee is that the second load will always come up with A == 1 if the
855 load of B came up with B == 2.  No such guarantee exists for the first load of
856 A; that may come up with either A == 0 or A == 1.
857
858
859 READ MEMORY BARRIERS VS LOAD SPECULATION
860 ----------------------------------------
861
862 Many CPUs speculate with loads: that is they see that they will need to load an
863 item from memory, and they find a time where they're not using the bus for any
864 other loads, and so do the load in advance - even though they haven't actually
865 got to that point in the instruction execution flow yet.  This permits the
866 actual load instruction to potentially complete immediately because the CPU
867 already has the value to hand.
868
869 It may turn out that the CPU didn't actually need the value - perhaps because a
870 branch circumvented the load - in which case it can discard the value or just
871 cache it for later use.
872
873 Consider:
874
875         CPU 1                   CPU 2
876         ======================= =======================
877                                 LOAD B
878                                 DIVIDE          } Divide instructions generally
879                                 DIVIDE          } take a long time to perform
880                                 LOAD A
881
882 Which might appear as this:
883
884                                                 :       :       +-------+
885                                                 +-------+       |       |
886                                             --->| B->2  |------>|       |
887                                                 +-------+       | CPU 2 |
888                                                 :       :DIVIDE |       |
889                                                 +-------+       |       |
890         The CPU being busy doing a --->     --->| A->0  |~~~~   |       |
891         division speculates on the              +-------+   ~   |       |
892         LOAD of A                               :       :   ~   |       |
893                                                 :       :DIVIDE |       |
894                                                 :       :   ~   |       |
895         Once the divisions are complete -->     :       :   ~-->|       |
896         the CPU can then perform the            :       :       |       |
897         LOAD with immediate effect              :       :       +-------+
898
899
900 Placing a read barrier or a data dependency barrier just before the second
901 load:
902
903         CPU 1                   CPU 2
904         ======================= =======================
905                                 LOAD B
906                                 DIVIDE
907                                 DIVIDE
908                                 <read barrier>
909                                 LOAD A
910
911 will force any value speculatively obtained to be reconsidered to an extent
912 dependent on the type of barrier used.  If there was no change made to the
913 speculated memory location, then the speculated value will just be used:
914
915                                                 :       :       +-------+
916                                                 +-------+       |       |
917                                             --->| B->2  |------>|       |
918                                                 +-------+       | CPU 2 |
919                                                 :       :DIVIDE |       |
920                                                 +-------+       |       |
921         The CPU being busy doing a --->     --->| A->0  |~~~~   |       |
922         division speculates on the              +-------+   ~   |       |
923         LOAD of A                               :       :   ~   |       |
924                                                 :       :DIVIDE |       |
925                                                 :       :   ~   |       |
926                                                 :       :   ~   |       |
927                                             rrrrrrrrrrrrrrrr~   |       |
928                                                 :       :   ~   |       |
929                                                 :       :   ~-->|       |
930                                                 :       :       |       |
931                                                 :       :       +-------+
932
933
934 but if there was an update or an invalidation from another CPU pending, then
935 the speculation will be cancelled and the value reloaded:
936
937                                                 :       :       +-------+
938                                                 +-------+       |       |
939                                             --->| B->2  |------>|       |
940                                                 +-------+       | CPU 2 |
941                                                 :       :DIVIDE |       |
942                                                 +-------+       |       |
943         The CPU being busy doing a --->     --->| A->0  |~~~~   |       |
944         division speculates on the              +-------+   ~   |       |
945         LOAD of A                               :       :   ~   |       |
946                                                 :       :DIVIDE |       |
947                                                 :       :   ~   |       |
948                                                 :       :   ~   |       |
949                                             rrrrrrrrrrrrrrrrr   |       |
950                                                 +-------+       |       |
951         The speculation is discarded --->   --->| A->1  |------>|       |
952         and an updated value is                 +-------+       |       |
953         retrieved                               :       :       +-------+
954
955
956 ========================
957 EXPLICIT KERNEL BARRIERS
958 ========================
959
960 The Linux kernel has a variety of different barriers that act at different
961 levels:
962
963   (*) Compiler barrier.
964
965   (*) CPU memory barriers.
966
967   (*) MMIO write barrier.
968
969
970 COMPILER BARRIER
971 ----------------
972
973 The Linux kernel has an explicit compiler barrier function that prevents the
974 compiler from moving the memory accesses either side of it to the other side:
975
976         barrier();
977
978 This a general barrier - lesser varieties of compiler barrier do not exist.
979
980 The compiler barrier has no direct effect on the CPU, which may then reorder
981 things however it wishes.
982
983
984 CPU MEMORY BARRIERS
985 -------------------
986
987 The Linux kernel has eight basic CPU memory barriers:
988
989         TYPE            MANDATORY               SMP CONDITIONAL
990         =============== ======================= ===========================
991         GENERAL         mb()                    smp_mb()
992         WRITE           wmb()                   smp_wmb()
993         READ            rmb()                   smp_rmb()
994         DATA DEPENDENCY read_barrier_depends()  smp_read_barrier_depends()
995
996
997 All CPU memory barriers unconditionally imply compiler barriers.
998
999 SMP memory barriers are reduced to compiler barriers on uniprocessor compiled
1000 systems because it is assumed that a CPU will be appear to be self-consistent,
1001 and will order overlapping accesses correctly with respect to itself.
1002
1003 [!] Note that SMP memory barriers _must_ be used to control the ordering of
1004 references to shared memory on SMP systems, though the use of locking instead
1005 is sufficient.
1006
1007 Mandatory barriers should not be used to control SMP effects, since mandatory
1008 barriers unnecessarily impose overhead on UP systems. They may, however, be
1009 used to control MMIO effects on accesses through relaxed memory I/O windows.
1010 These are required even on non-SMP systems as they affect the order in which
1011 memory operations appear to a device by prohibiting both the compiler and the
1012 CPU from reordering them.
1013
1014
1015 There are some more advanced barrier functions:
1016
1017  (*) set_mb(var, value)
1018
1019      This assigns the value to the variable and then inserts at least a write
1020      barrier after it, depending on the function.  It isn't guaranteed to
1021      insert anything more than a compiler barrier in a UP compilation.
1022
1023
1024  (*) smp_mb__before_atomic_dec();
1025  (*) smp_mb__after_atomic_dec();
1026  (*) smp_mb__before_atomic_inc();
1027  (*) smp_mb__after_atomic_inc();
1028
1029      These are for use with atomic add, subtract, increment and decrement
1030      functions that don't return a value, especially when used for reference
1031      counting.  These functions do not imply memory barriers.
1032
1033      As an example, consider a piece of code that marks an object as being dead
1034      and then decrements the object's reference count:
1035
1036         obj->dead = 1;
1037         smp_mb__before_atomic_dec();
1038         atomic_dec(&obj->ref_count);
1039
1040      This makes sure that the death mark on the object is perceived to be set
1041      *before* the reference counter is decremented.
1042
1043      See Documentation/atomic_ops.txt for more information.  See the "Atomic
1044      operations" subsection for information on where to use these.
1045
1046
1047  (*) smp_mb__before_clear_bit(void);
1048  (*) smp_mb__after_clear_bit(void);
1049
1050      These are for use similar to the atomic inc/dec barriers.  These are
1051      typically used for bitwise unlocking operations, so care must be taken as
1052      there are no implicit memory barriers here either.
1053
1054      Consider implementing an unlock operation of some nature by clearing a
1055      locking bit.  The clear_bit() would then need to be barriered like this:
1056
1057         smp_mb__before_clear_bit();
1058         clear_bit( ... );
1059
1060      This prevents memory operations before the clear leaking to after it.  See
1061      the subsection on "Locking Functions" with reference to UNLOCK operation
1062      implications.
1063
1064      See Documentation/atomic_ops.txt for more information.  See the "Atomic
1065      operations" subsection for information on where to use these.
1066
1067
1068 MMIO WRITE BARRIER
1069 ------------------
1070
1071 The Linux kernel also has a special barrier for use with memory-mapped I/O
1072 writes:
1073
1074         mmiowb();
1075
1076 This is a variation on the mandatory write barrier that causes writes to weakly
1077 ordered I/O regions to be partially ordered.  Its effects may go beyond the
1078 CPU->Hardware interface and actually affect the hardware at some level.
1079
1080 See the subsection "Locks vs I/O accesses" for more information.
1081
1082
1083 ===============================
1084 IMPLICIT KERNEL MEMORY BARRIERS
1085 ===============================
1086
1087 Some of the other functions in the linux kernel imply memory barriers, amongst
1088 which are locking and scheduling functions.
1089
1090 This specification is a _minimum_ guarantee; any particular architecture may
1091 provide more substantial guarantees, but these may not be relied upon outside
1092 of arch specific code.
1093
1094
1095 LOCKING FUNCTIONS
1096 -----------------
1097
1098 The Linux kernel has a number of locking constructs:
1099
1100  (*) spin locks
1101  (*) R/W spin locks
1102  (*) mutexes
1103  (*) semaphores
1104  (*) R/W semaphores
1105  (*) RCU
1106
1107 In all cases there are variants on "LOCK" operations and "UNLOCK" operations
1108 for each construct.  These operations all imply certain barriers:
1109
1110  (1) LOCK operation implication:
1111
1112      Memory operations issued after the LOCK will be completed after the LOCK
1113      operation has completed.
1114
1115      Memory operations issued before the LOCK may be completed after the LOCK
1116      operation has completed.
1117
1118  (2) UNLOCK operation implication:
1119
1120      Memory operations issued before the UNLOCK will be completed before the
1121      UNLOCK operation has completed.
1122
1123      Memory operations issued after the UNLOCK may be completed before the
1124      UNLOCK operation has completed.
1125
1126  (3) LOCK vs LOCK implication:
1127
1128      All LOCK operations issued before another LOCK operation will be completed
1129      before that LOCK operation.
1130
1131  (4) LOCK vs UNLOCK implication:
1132
1133      All LOCK operations issued before an UNLOCK operation will be completed
1134      before the UNLOCK operation.
1135
1136      All UNLOCK operations issued before a LOCK operation will be completed
1137      before the LOCK operation.
1138
1139  (5) Failed conditional LOCK implication:
1140
1141      Certain variants of the LOCK operation may fail, either due to being
1142      unable to get the lock immediately, or due to receiving an unblocked
1143      signal whilst asleep waiting for the lock to become available.  Failed
1144      locks do not imply any sort of barrier.
1145
1146 Therefore, from (1), (2) and (4) an UNLOCK followed by an unconditional LOCK is
1147 equivalent to a full barrier, but a LOCK followed by an UNLOCK is not.
1148
1149 [!] Note: one of the consequence of LOCKs and UNLOCKs being only one-way
1150     barriers is that the effects instructions outside of a critical section may
1151     seep into the inside of the critical section.
1152
1153 A LOCK followed by an UNLOCK may not be assumed to be full memory barrier
1154 because it is possible for an access preceding the LOCK to happen after the
1155 LOCK, and an access following the UNLOCK to happen before the UNLOCK, and the
1156 two accesses can themselves then cross:
1157
1158         *A = a;
1159         LOCK
1160         UNLOCK
1161         *B = b;
1162
1163 may occur as:
1164
1165         LOCK, STORE *B, STORE *A, UNLOCK
1166
1167 Locks and semaphores may not provide any guarantee of ordering on UP compiled
1168 systems, and so cannot be counted on in such a situation to actually achieve
1169 anything at all - especially with respect to I/O accesses - unless combined
1170 with interrupt disabling operations.
1171
1172 See also the section on "Inter-CPU locking barrier effects".
1173
1174
1175 As an example, consider the following:
1176
1177         *A = a;
1178         *B = b;
1179         LOCK
1180         *C = c;
1181         *D = d;
1182         UNLOCK
1183         *E = e;
1184         *F = f;
1185
1186 The following sequence of events is acceptable:
1187
1188         LOCK, {*F,*A}, *E, {*C,*D}, *B, UNLOCK
1189
1190         [+] Note that {*F,*A} indicates a combined access.
1191
1192 But none of the following are:
1193
1194         {*F,*A}, *B,    LOCK, *C, *D,   UNLOCK, *E
1195         *A, *B, *C,     LOCK, *D,       UNLOCK, *E, *F
1196         *A, *B,         LOCK, *C,       UNLOCK, *D, *E, *F
1197         *B,             LOCK, *C, *D,   UNLOCK, {*F,*A}, *E
1198
1199
1200
1201 INTERRUPT DISABLING FUNCTIONS
1202 -----------------------------
1203
1204 Functions that disable interrupts (LOCK equivalent) and enable interrupts
1205 (UNLOCK equivalent) will act as compiler barriers only.  So if memory or I/O
1206 barriers are required in such a situation, they must be provided from some
1207 other means.
1208
1209
1210 MISCELLANEOUS FUNCTIONS
1211 -----------------------
1212
1213 Other functions that imply barriers:
1214
1215  (*) schedule() and similar imply full memory barriers.
1216
1217
1218 =================================
1219 INTER-CPU LOCKING BARRIER EFFECTS
1220 =================================
1221
1222 On SMP systems locking primitives give a more substantial form of barrier: one
1223 that does affect memory access ordering on other CPUs, within the context of
1224 conflict on any particular lock.
1225
1226
1227 LOCKS VS MEMORY ACCESSES
1228 ------------------------
1229
1230 Consider the following: the system has a pair of spinlocks (M) and (Q), and
1231 three CPUs; then should the following sequence of events occur:
1232
1233         CPU 1                           CPU 2
1234         =============================== ===============================
1235         *A = a;                         *E = e;
1236         LOCK M                          LOCK Q
1237         *B = b;                         *F = f;
1238         *C = c;                         *G = g;
1239         UNLOCK M                        UNLOCK Q
1240         *D = d;                         *H = h;
1241
1242 Then there is no guarantee as to what order CPU #3 will see the accesses to *A
1243 through *H occur in, other than the constraints imposed by the separate locks
1244 on the separate CPUs. It might, for example, see:
1245
1246         *E, LOCK M, LOCK Q, *G, *C, *F, *A, *B, UNLOCK Q, *D, *H, UNLOCK M
1247
1248 But it won't see any of:
1249
1250         *B, *C or *D preceding LOCK M
1251         *A, *B or *C following UNLOCK M
1252         *F, *G or *H preceding LOCK Q
1253         *E, *F or *G following UNLOCK Q
1254
1255
1256 However, if the following occurs:
1257
1258         CPU 1                           CPU 2
1259         =============================== ===============================
1260         *A = a;
1261         LOCK M          [1]
1262         *B = b;
1263         *C = c;
1264         UNLOCK M        [1]
1265         *D = d;                         *E = e;
1266                                         LOCK M          [2]
1267                                         *F = f;
1268                                         *G = g;
1269                                         UNLOCK M        [2]
1270                                         *H = h;
1271
1272 CPU #3 might see:
1273
1274         *E, LOCK M [1], *C, *B, *A, UNLOCK M [1],
1275                 LOCK M [2], *H, *F, *G, UNLOCK M [2], *D
1276
1277 But assuming CPU #1 gets the lock first, it won't see any of:
1278
1279         *B, *C, *D, *F, *G or *H preceding LOCK M [1]
1280         *A, *B or *C following UNLOCK M [1]
1281         *F, *G or *H preceding LOCK M [2]
1282         *A, *B, *C, *E, *F or *G following UNLOCK M [2]
1283
1284
1285 LOCKS VS I/O ACCESSES
1286 ---------------------
1287
1288 Under certain circumstances (especially involving NUMA), I/O accesses within
1289 two spinlocked sections on two different CPUs may be seen as interleaved by the
1290 PCI bridge, because the PCI bridge does not necessarily participate in the
1291 cache-coherence protocol, and is therefore incapable of issuing the required
1292 read memory barriers.
1293
1294 For example:
1295
1296         CPU 1                           CPU 2
1297         =============================== ===============================
1298         spin_lock(Q)
1299         writel(0, ADDR)
1300         writel(1, DATA);
1301         spin_unlock(Q);
1302                                         spin_lock(Q);
1303                                         writel(4, ADDR);
1304                                         writel(5, DATA);
1305                                         spin_unlock(Q);
1306
1307 may be seen by the PCI bridge as follows:
1308
1309         STORE *ADDR = 0, STORE *ADDR = 4, STORE *DATA = 1, STORE *DATA = 5
1310
1311 which would probably cause the hardware to malfunction.
1312
1313
1314 What is necessary here is to intervene with an mmiowb() before dropping the
1315 spinlock, for example:
1316
1317         CPU 1                           CPU 2
1318         =============================== ===============================
1319         spin_lock(Q)
1320         writel(0, ADDR)
1321         writel(1, DATA);
1322         mmiowb();
1323         spin_unlock(Q);
1324                                         spin_lock(Q);
1325                                         writel(4, ADDR);
1326                                         writel(5, DATA);
1327                                         mmiowb();
1328                                         spin_unlock(Q);
1329
1330 this will ensure that the two stores issued on CPU #1 appear at the PCI bridge
1331 before either of the stores issued on CPU #2.
1332
1333
1334 Furthermore, following a store by a load to the same device obviates the need
1335 for an mmiowb(), because the load forces the store to complete before the load
1336 is performed:
1337
1338         CPU 1                           CPU 2
1339         =============================== ===============================
1340         spin_lock(Q)
1341         writel(0, ADDR)
1342         a = readl(DATA);
1343         spin_unlock(Q);
1344                                         spin_lock(Q);
1345                                         writel(4, ADDR);
1346                                         b = readl(DATA);
1347                                         spin_unlock(Q);
1348
1349
1350 See Documentation/DocBook/deviceiobook.tmpl for more information.
1351
1352
1353 =================================
1354 WHERE ARE MEMORY BARRIERS NEEDED?
1355 =================================
1356
1357 Under normal operation, memory operation reordering is generally not going to
1358 be a problem as a single-threaded linear piece of code will still appear to
1359 work correctly, even if it's in an SMP kernel.  There are, however, three
1360 circumstances in which reordering definitely _could_ be a problem:
1361
1362  (*) Interprocessor interaction.
1363
1364  (*) Atomic operations.
1365
1366  (*) Accessing devices (I/O).
1367
1368  (*) Interrupts.
1369
1370
1371 INTERPROCESSOR INTERACTION
1372 --------------------------
1373
1374 When there's a system with more than one processor, more than one CPU in the
1375 system may be working on the same data set at the same time.  This can cause
1376 synchronisation problems, and the usual way of dealing with them is to use
1377 locks.  Locks, however, are quite expensive, and so it may be preferable to
1378 operate without the use of a lock if at all possible.  In such a case
1379 operations that affect both CPUs may have to be carefully ordered to prevent
1380 a malfunction.
1381
1382 Consider, for example, the R/W semaphore slow path.  Here a waiting process is
1383 queued on the semaphore, by virtue of it having a piece of its stack linked to
1384 the semaphore's list of waiting processes:
1385
1386         struct rw_semaphore {
1387                 ...
1388                 spinlock_t lock;
1389                 struct list_head waiters;
1390         };
1391
1392         struct rwsem_waiter {
1393                 struct list_head list;
1394                 struct task_struct *task;
1395         };
1396
1397 To wake up a particular waiter, the up_read() or up_write() functions have to:
1398
1399  (1) read the next pointer from this waiter's record to know as to where the
1400      next waiter record is;
1401
1402  (4) read the pointer to the waiter's task structure;
1403
1404  (3) clear the task pointer to tell the waiter it has been given the semaphore;
1405
1406  (4) call wake_up_process() on the task; and
1407
1408  (5) release the reference held on the waiter's task struct.
1409
1410 In otherwords, it has to perform this sequence of events:
1411
1412         LOAD waiter->list.next;
1413         LOAD waiter->task;
1414         STORE waiter->task;
1415         CALL wakeup
1416         RELEASE task
1417
1418 and if any of these steps occur out of order, then the whole thing may
1419 malfunction.
1420
1421 Once it has queued itself and dropped the semaphore lock, the waiter does not
1422 get the lock again; it instead just waits for its task pointer to be cleared
1423 before proceeding.  Since the record is on the waiter's stack, this means that
1424 if the task pointer is cleared _before_ the next pointer in the list is read,
1425 another CPU might start processing the waiter and might clobber the waiter's
1426 stack before the up*() function has a chance to read the next pointer.
1427
1428 Consider then what might happen to the above sequence of events:
1429
1430         CPU 1                           CPU 2
1431         =============================== ===============================
1432                                         down_xxx()
1433                                         Queue waiter
1434                                         Sleep
1435         up_yyy()
1436         LOAD waiter->task;
1437         STORE waiter->task;
1438                                         Woken up by other event
1439         <preempt>
1440                                         Resume processing
1441                                         down_xxx() returns
1442                                         call foo()
1443                                         foo() clobbers *waiter
1444         </preempt>
1445         LOAD waiter->list.next;
1446         --- OOPS ---
1447
1448 This could be dealt with using the semaphore lock, but then the down_xxx()
1449 function has to needlessly get the spinlock again after being woken up.
1450
1451 The way to deal with this is to insert a general SMP memory barrier:
1452
1453         LOAD waiter->list.next;
1454         LOAD waiter->task;
1455         smp_mb();
1456         STORE waiter->task;
1457         CALL wakeup
1458         RELEASE task
1459
1460 In this case, the barrier makes a guarantee that all memory accesses before the
1461 barrier will appear to happen before all the memory accesses after the barrier
1462 with respect to the other CPUs on the system.  It does _not_ guarantee that all
1463 the memory accesses before the barrier will be complete by the time the barrier
1464 instruction itself is complete.
1465
1466 On a UP system - where this wouldn't be a problem - the smp_mb() is just a
1467 compiler barrier, thus making sure the compiler emits the instructions in the
1468 right order without actually intervening in the CPU.  Since there's only one
1469 CPU, that CPU's dependency ordering logic will take care of everything else.
1470
1471
1472 ATOMIC OPERATIONS
1473 -----------------
1474
1475 Whilst they are technically interprocessor interaction considerations, atomic
1476 operations are noted specially as some of them imply full memory barriers and
1477 some don't, but they're very heavily relied on as a group throughout the
1478 kernel.
1479
1480 Any atomic operation that modifies some state in memory and returns information
1481 about the state (old or new) implies an SMP-conditional general memory barrier
1482 (smp_mb()) on each side of the actual operation.  These include:
1483
1484         xchg();
1485         cmpxchg();
1486         atomic_cmpxchg();
1487         atomic_inc_return();
1488         atomic_dec_return();
1489         atomic_add_return();
1490         atomic_sub_return();
1491         atomic_inc_and_test();
1492         atomic_dec_and_test();
1493         atomic_sub_and_test();
1494         atomic_add_negative();
1495         atomic_add_unless();
1496         test_and_set_bit();
1497         test_and_clear_bit();
1498         test_and_change_bit();
1499
1500 These are used for such things as implementing LOCK-class and UNLOCK-class
1501 operations and adjusting reference counters towards object destruction, and as
1502 such the implicit memory barrier effects are necessary.
1503
1504
1505 The following operation are potential problems as they do _not_ imply memory
1506 barriers, but might be used for implementing such things as UNLOCK-class
1507 operations:
1508
1509         atomic_set();
1510         set_bit();
1511         clear_bit();
1512         change_bit();
1513
1514 With these the appropriate explicit memory barrier should be used if necessary
1515 (smp_mb__before_clear_bit() for instance).
1516
1517
1518 The following also do _not_ imply memory barriers, and so may require explicit
1519 memory barriers under some circumstances (smp_mb__before_atomic_dec() for
1520 instance)):
1521
1522         atomic_add();
1523         atomic_sub();
1524         atomic_inc();
1525         atomic_dec();
1526
1527 If they're used for statistics generation, then they probably don't need memory
1528 barriers, unless there's a coupling between statistical data.
1529
1530 If they're used for reference counting on an object to control its lifetime,
1531 they probably don't need memory barriers because either the reference count
1532 will be adjusted inside a locked section, or the caller will already hold
1533 sufficient references to make the lock, and thus a memory barrier unnecessary.
1534
1535 If they're used for constructing a lock of some description, then they probably
1536 do need memory barriers as a lock primitive generally has to do things in a
1537 specific order.
1538
1539
1540 Basically, each usage case has to be carefully considered as to whether memory
1541 barriers are needed or not.
1542
1543 [!] Note that special memory barrier primitives are available for these
1544 situations because on some CPUs the atomic instructions used imply full memory
1545 barriers, and so barrier instructions are superfluous in conjunction with them,
1546 and in such cases the special barrier primitives will be no-ops.
1547
1548 See Documentation/atomic_ops.txt for more information.
1549
1550
1551 ACCESSING DEVICES
1552 -----------------
1553
1554 Many devices can be memory mapped, and so appear to the CPU as if they're just
1555 a set of memory locations.  To control such a device, the driver usually has to
1556 make the right memory accesses in exactly the right order.
1557
1558 However, having a clever CPU or a clever compiler creates a potential problem
1559 in that the carefully sequenced accesses in the driver code won't reach the
1560 device in the requisite order if the CPU or the compiler thinks it is more
1561 efficient to reorder, combine or merge accesses - something that would cause
1562 the device to malfunction.
1563
1564 Inside of the Linux kernel, I/O should be done through the appropriate accessor
1565 routines - such as inb() or writel() - which know how to make such accesses
1566 appropriately sequential.  Whilst this, for the most part, renders the explicit
1567 use of memory barriers unnecessary, there are a couple of situations where they
1568 might be needed:
1569
1570  (1) On some systems, I/O stores are not strongly ordered across all CPUs, and
1571      so for _all_ general drivers locks should be used and mmiowb() must be
1572      issued prior to unlocking the critical section.
1573
1574  (2) If the accessor functions are used to refer to an I/O memory window with
1575      relaxed memory access properties, then _mandatory_ memory barriers are
1576      required to enforce ordering.
1577
1578 See Documentation/DocBook/deviceiobook.tmpl for more information.
1579
1580
1581 INTERRUPTS
1582 ----------
1583
1584 A driver may be interrupted by its own interrupt service routine, and thus the
1585 two parts of the driver may interfere with each other's attempts to control or
1586 access the device.
1587
1588 This may be alleviated - at least in part - by disabling local interrupts (a
1589 form of locking), such that the critical operations are all contained within
1590 the interrupt-disabled section in the driver.  Whilst the driver's interrupt
1591 routine is executing, the driver's core may not run on the same CPU, and its
1592 interrupt is not permitted to happen again until the current interrupt has been
1593 handled, thus the interrupt handler does not need to lock against that.
1594
1595 However, consider a driver that was talking to an ethernet card that sports an
1596 address register and a data register.  If that driver's core talks to the card
1597 under interrupt-disablement and then the driver's interrupt handler is invoked:
1598
1599         LOCAL IRQ DISABLE
1600         writew(ADDR, 3);
1601         writew(DATA, y);
1602         LOCAL IRQ ENABLE
1603         <interrupt>
1604         writew(ADDR, 4);
1605         q = readw(DATA);
1606         </interrupt>
1607
1608 The store to the data register might happen after the second store to the
1609 address register if ordering rules are sufficiently relaxed:
1610
1611         STORE *ADDR = 3, STORE *ADDR = 4, STORE *DATA = y, q = LOAD *DATA
1612
1613
1614 If ordering rules are relaxed, it must be assumed that accesses done inside an
1615 interrupt disabled section may leak outside of it and may interleave with
1616 accesses performed in an interrupt - and vice versa - unless implicit or
1617 explicit barriers are used.
1618
1619 Normally this won't be a problem because the I/O accesses done inside such
1620 sections will include synchronous load operations on strictly ordered I/O
1621 registers that form implicit I/O barriers. If this isn't sufficient then an
1622 mmiowb() may need to be used explicitly.
1623
1624
1625 A similar situation may occur between an interrupt routine and two routines
1626 running on separate CPUs that communicate with each other. If such a case is
1627 likely, then interrupt-disabling locks should be used to guarantee ordering.
1628
1629
1630 ==========================
1631 KERNEL I/O BARRIER EFFECTS
1632 ==========================
1633
1634 When accessing I/O memory, drivers should use the appropriate accessor
1635 functions:
1636
1637  (*) inX(), outX():
1638
1639      These are intended to talk to I/O space rather than memory space, but
1640      that's primarily a CPU-specific concept. The i386 and x86_64 processors do
1641      indeed have special I/O space access cycles and instructions, but many
1642      CPUs don't have such a concept.
1643
1644      The PCI bus, amongst others, defines an I/O space concept - which on such
1645      CPUs as i386 and x86_64 cpus readily maps to the CPU's concept of I/O
1646      space.  However, it may also be mapped as a virtual I/O space in the CPU's
1647      memory map, particularly on those CPUs that don't support alternate I/O
1648      spaces.
1649
1650      Accesses to this space may be fully synchronous (as on i386), but
1651      intermediary bridges (such as the PCI host bridge) may not fully honour
1652      that.
1653
1654      They are guaranteed to be fully ordered with respect to each other.
1655
1656      They are not guaranteed to be fully ordered with respect to other types of
1657      memory and I/O operation.
1658
1659  (*) readX(), writeX():
1660
1661      Whether these are guaranteed to be fully ordered and uncombined with
1662      respect to each other on the issuing CPU depends on the characteristics
1663      defined for the memory window through which they're accessing. On later
1664      i386 architecture machines, for example, this is controlled by way of the
1665      MTRR registers.
1666
1667      Ordinarily, these will be guaranteed to be fully ordered and uncombined,,
1668      provided they're not accessing a prefetchable device.
1669
1670      However, intermediary hardware (such as a PCI bridge) may indulge in
1671      deferral if it so wishes; to flush a store, a load from the same location
1672      is preferred[*], but a load from the same device or from configuration
1673      space should suffice for PCI.
1674
1675      [*] NOTE! attempting to load from the same location as was written to may
1676          cause a malfunction - consider the 16550 Rx/Tx serial registers for
1677          example.
1678
1679      Used with prefetchable I/O memory, an mmiowb() barrier may be required to
1680      force stores to be ordered.
1681
1682      Please refer to the PCI specification for more information on interactions
1683      between PCI transactions.
1684
1685  (*) readX_relaxed()
1686
1687      These are similar to readX(), but are not guaranteed to be ordered in any
1688      way. Be aware that there is no I/O read barrier available.
1689
1690  (*) ioreadX(), iowriteX()
1691
1692      These will perform as appropriate for the type of access they're actually
1693      doing, be it inX()/outX() or readX()/writeX().
1694
1695
1696 ========================================
1697 ASSUMED MINIMUM EXECUTION ORDERING MODEL
1698 ========================================
1699
1700 It has to be assumed that the conceptual CPU is weakly-ordered but that it will
1701 maintain the appearance of program causality with respect to itself.  Some CPUs
1702 (such as i386 or x86_64) are more constrained than others (such as powerpc or
1703 frv), and so the most relaxed case (namely DEC Alpha) must be assumed outside
1704 of arch-specific code.
1705
1706 This means that it must be considered that the CPU will execute its instruction
1707 stream in any order it feels like - or even in parallel - provided that if an
1708 instruction in the stream depends on the an earlier instruction, then that
1709 earlier instruction must be sufficiently complete[*] before the later
1710 instruction may proceed; in other words: provided that the appearance of
1711 causality is maintained.
1712
1713  [*] Some instructions have more than one effect - such as changing the
1714      condition codes, changing registers or changing memory - and different
1715      instructions may depend on different effects.
1716
1717 A CPU may also discard any instruction sequence that winds up having no
1718 ultimate effect.  For example, if two adjacent instructions both load an
1719 immediate value into the same register, the first may be discarded.
1720
1721
1722 Similarly, it has to be assumed that compiler might reorder the instruction
1723 stream in any way it sees fit, again provided the appearance of causality is
1724 maintained.
1725
1726
1727 ============================
1728 THE EFFECTS OF THE CPU CACHE
1729 ============================
1730
1731 The way cached memory operations are perceived across the system is affected to
1732 a certain extent by the caches that lie between CPUs and memory, and by the
1733 memory coherence system that maintains the consistency of state in the system.
1734
1735 As far as the way a CPU interacts with another part of the system through the
1736 caches goes, the memory system has to include the CPU's caches, and memory
1737 barriers for the most part act at the interface between the CPU and its cache
1738 (memory barriers logically act on the dotted line in the following diagram):
1739
1740             <--- CPU --->         :       <----------- Memory ----------->
1741                                   :
1742         +--------+    +--------+  :   +--------+    +-----------+
1743         |        |    |        |  :   |        |    |           |    +--------+
1744         |  CPU   |    | Memory |  :   | CPU    |    |           |    |        |
1745         |  Core  |--->| Access |----->| Cache  |<-->|           |    |        |
1746         |        |    | Queue  |  :   |        |    |           |--->| Memory |
1747         |        |    |        |  :   |        |    |           |    |        |
1748         +--------+    +--------+  :   +--------+    |           |    |        |
1749                                   :                 | Cache     |    +--------+
1750                                   :                 | Coherency |
1751                                   :                 | Mechanism |    +--------+
1752         +--------+    +--------+  :   +--------+    |           |    |        |
1753         |        |    |        |  :   |        |    |           |    |        |
1754         |  CPU   |    | Memory |  :   | CPU    |    |           |--->| Device |
1755         |  Core  |--->| Access |----->| Cache  |<-->|           |    |        |
1756         |        |    | Queue  |  :   |        |    |           |    |        |
1757         |        |    |        |  :   |        |    |           |    +--------+
1758         +--------+    +--------+  :   +--------+    +-----------+
1759                                   :
1760                                   :
1761
1762 Although any particular load or store may not actually appear outside of the
1763 CPU that issued it since it may have been satisfied within the CPU's own cache,
1764 it will still appear as if the full memory access had taken place as far as the
1765 other CPUs are concerned since the cache coherency mechanisms will migrate the
1766 cacheline over to the accessing CPU and propagate the effects upon conflict.
1767
1768 The CPU core may execute instructions in any order it deems fit, provided the
1769 expected program causality appears to be maintained.  Some of the instructions
1770 generate load and store operations which then go into the queue of memory
1771 accesses to be performed.  The core may place these in the queue in any order
1772 it wishes, and continue execution until it is forced to wait for an instruction
1773 to complete.
1774
1775 What memory barriers are concerned with is controlling the order in which
1776 accesses cross from the CPU side of things to the memory side of things, and
1777 the order in which the effects are perceived to happen by the other observers
1778 in the system.
1779
1780 [!] Memory barriers are _not_ needed within a given CPU, as CPUs always see
1781 their own loads and stores as if they had happened in program order.
1782
1783 [!] MMIO or other device accesses may bypass the cache system.  This depends on
1784 the properties of the memory window through which devices are accessed and/or
1785 the use of any special device communication instructions the CPU may have.
1786
1787
1788 CACHE COHERENCY
1789 ---------------
1790
1791 Life isn't quite as simple as it may appear above, however: for while the
1792 caches are expected to be coherent, there's no guarantee that that coherency
1793 will be ordered.  This means that whilst changes made on one CPU will
1794 eventually become visible on all CPUs, there's no guarantee that they will
1795 become apparent in the same order on those other CPUs.
1796
1797
1798 Consider dealing with a system that has pair of CPUs (1 & 2), each of which has
1799 a pair of parallel data caches (CPU 1 has A/B, and CPU 2 has C/D):
1800
1801                     :
1802                     :                          +--------+
1803                     :      +---------+         |        |
1804         +--------+  : +--->| Cache A |<------->|        |
1805         |        |  : |    +---------+         |        |
1806         |  CPU 1 |<---+                        |        |
1807         |        |  : |    +---------+         |        |
1808         +--------+  : +--->| Cache B |<------->|        |
1809                     :      +---------+         |        |
1810                     :                          | Memory |
1811                     :      +---------+         | System |
1812         +--------+  : +--->| Cache C |<------->|        |
1813         |        |  : |    +---------+         |        |
1814         |  CPU 2 |<---+                        |        |
1815         |        |  : |    +---------+         |        |
1816         +--------+  : +--->| Cache D |<------->|        |
1817                     :      +---------+         |        |
1818                     :                          +--------+
1819                     :
1820
1821 Imagine the system has the following properties:
1822
1823  (*) an odd-numbered cache line may be in cache A, cache C or it may still be
1824      resident in memory;
1825
1826  (*) an even-numbered cache line may be in cache B, cache D or it may still be
1827      resident in memory;
1828
1829  (*) whilst the CPU core is interrogating one cache, the other cache may be
1830      making use of the bus to access the rest of the system - perhaps to
1831      displace a dirty cacheline or to do a speculative load;
1832
1833  (*) each cache has a queue of operations that need to be applied to that cache
1834      to maintain coherency with the rest of the system;
1835
1836  (*) the coherency queue is not flushed by normal loads to lines already
1837      present in the cache, even though the contents of the queue may
1838      potentially effect those loads.
1839
1840 Imagine, then, that two writes are made on the first CPU, with a write barrier
1841 between them to guarantee that they will appear to reach that CPU's caches in
1842 the requisite order:
1843
1844         CPU 1           CPU 2           COMMENT
1845         =============== =============== =======================================
1846                                         u == 0, v == 1 and p == &u, q == &u
1847         v = 2;
1848         smp_wmb();                      Make sure change to v visible before
1849                                          change to p
1850         <A:modify v=2>                  v is now in cache A exclusively
1851         p = &v;
1852         <B:modify p=&v>                 p is now in cache B exclusively
1853
1854 The write memory barrier forces the other CPUs in the system to perceive that
1855 the local CPU's caches have apparently been updated in the correct order.  But
1856 now imagine that the second CPU that wants to read those values:
1857
1858         CPU 1           CPU 2           COMMENT
1859         =============== =============== =======================================
1860         ...
1861                         q = p;
1862                         x = *q;
1863
1864 The above pair of reads may then fail to happen in expected order, as the
1865 cacheline holding p may get updated in one of the second CPU's caches whilst
1866 the update to the cacheline holding v is delayed in the other of the second
1867 CPU's caches by some other cache event:
1868
1869         CPU 1           CPU 2           COMMENT
1870         =============== =============== =======================================
1871                                         u == 0, v == 1 and p == &u, q == &u
1872         v = 2;
1873         smp_wmb();
1874         <A:modify v=2>  <C:busy>
1875                         <C:queue v=2>
1876         p = &v;         q = p;
1877                         <D:request p>
1878         <B:modify p=&v> <D:commit p=&v>
1879                         <D:read p>
1880                         x = *q;
1881                         <C:read *q>     Reads from v before v updated in cache
1882                         <C:unbusy>
1883                         <C:commit v=2>
1884
1885 Basically, whilst both cachelines will be updated on CPU 2 eventually, there's
1886 no guarantee that, without intervention, the order of update will be the same
1887 as that committed on CPU 1.
1888
1889
1890 To intervene, we need to interpolate a data dependency barrier or a read
1891 barrier between the loads.  This will force the cache to commit its coherency
1892 queue before processing any further requests:
1893
1894         CPU 1           CPU 2           COMMENT
1895         =============== =============== =======================================
1896                                         u == 0, v == 1 and p == &u, q == &u
1897         v = 2;
1898         smp_wmb();
1899         <A:modify v=2>  <C:busy>
1900                         <C:queue v=2>
1901         p = &v;         q = p;
1902                         <D:request p>
1903         <B:modify p=&v> <D:commit p=&v>
1904                         <D:read p>
1905                         smp_read_barrier_depends()
1906                         <C:unbusy>
1907                         <C:commit v=2>
1908                         x = *q;
1909                         <C:read *q>     Reads from v after v updated in cache
1910
1911
1912 This sort of problem can be encountered on DEC Alpha processors as they have a
1913 split cache that improves performance by making better use of the data bus.
1914 Whilst most CPUs do imply a data dependency barrier on the read when a memory
1915 access depends on a read, not all do, so it may not be relied on.
1916
1917 Other CPUs may also have split caches, but must coordinate between the various
1918 cachelets for normal memory accesses.  The semantics of the Alpha removes the
1919 need for coordination in absence of memory barriers.
1920
1921
1922 CACHE COHERENCY VS DMA
1923 ----------------------
1924
1925 Not all systems maintain cache coherency with respect to devices doing DMA.  In
1926 such cases, a device attempting DMA may obtain stale data from RAM because
1927 dirty cache lines may be resident in the caches of various CPUs, and may not
1928 have been written back to RAM yet.  To deal with this, the appropriate part of
1929 the kernel must flush the overlapping bits of cache on each CPU (and maybe
1930 invalidate them as well).
1931
1932 In addition, the data DMA'd to RAM by a device may be overwritten by dirty
1933 cache lines being written back to RAM from a CPU's cache after the device has
1934 installed its own data, or cache lines simply present in a CPUs cache may
1935 simply obscure the fact that RAM has been updated, until at such time as the
1936 cacheline is discarded from the CPU's cache and reloaded.  To deal with this,
1937 the appropriate part of the kernel must invalidate the overlapping bits of the
1938 cache on each CPU.
1939
1940 See Documentation/cachetlb.txt for more information on cache management.
1941
1942
1943 CACHE COHERENCY VS MMIO
1944 -----------------------
1945
1946 Memory mapped I/O usually takes place through memory locations that are part of
1947 a window in the CPU's memory space that have different properties assigned than
1948 the usual RAM directed window.
1949
1950 Amongst these properties is usually the fact that such accesses bypass the
1951 caching entirely and go directly to the device buses.  This means MMIO accesses
1952 may, in effect, overtake accesses to cached memory that were emitted earlier.
1953 A memory barrier isn't sufficient in such a case, but rather the cache must be
1954 flushed between the cached memory write and the MMIO access if the two are in
1955 any way dependent.
1956
1957
1958 =========================
1959 THE THINGS CPUS GET UP TO
1960 =========================
1961
1962 A programmer might take it for granted that the CPU will perform memory
1963 operations in exactly the order specified, so that if a CPU is, for example,
1964 given the following piece of code to execute:
1965
1966         a = *A;
1967         *B = b;
1968         c = *C;
1969         d = *D;
1970         *E = e;
1971
1972 They would then expect that the CPU will complete the memory operation for each
1973 instruction before moving on to the next one, leading to a definite sequence of
1974 operations as seen by external observers in the system:
1975
1976         LOAD *A, STORE *B, LOAD *C, LOAD *D, STORE *E.
1977
1978
1979 Reality is, of course, much messier.  With many CPUs and compilers, the above
1980 assumption doesn't hold because:
1981
1982  (*) loads are more likely to need to be completed immediately to permit
1983      execution progress, whereas stores can often be deferred without a
1984      problem;
1985
1986  (*) loads may be done speculatively, and the result discarded should it prove
1987      to have been unnecessary;
1988
1989  (*) loads may be done speculatively, leading to the result having being
1990      fetched at the wrong time in the expected sequence of events;
1991
1992  (*) the order of the memory accesses may be rearranged to promote better use
1993      of the CPU buses and caches;
1994
1995  (*) loads and stores may be combined to improve performance when talking to
1996      memory or I/O hardware that can do batched accesses of adjacent locations,
1997      thus cutting down on transaction setup costs (memory and PCI devices may
1998      both be able to do this); and
1999
2000  (*) the CPU's data cache may affect the ordering, and whilst cache-coherency
2001      mechanisms may alleviate this - once the store has actually hit the cache
2002      - there's no guarantee that the coherency management will be propagated in
2003      order to other CPUs.
2004
2005 So what another CPU, say, might actually observe from the above piece of code
2006 is:
2007
2008         LOAD *A, ..., LOAD {*C,*D}, STORE *E, STORE *B
2009
2010         (Where "LOAD {*C,*D}" is a combined load)
2011
2012
2013 However, it is guaranteed that a CPU will be self-consistent: it will see its
2014 _own_ accesses appear to be correctly ordered, without the need for a memory
2015 barrier.  For instance with the following code:
2016
2017         U = *A;
2018         *A = V;
2019         *A = W;
2020         X = *A;
2021         *A = Y;
2022         Z = *A;
2023
2024 and assuming no intervention by an external influence, it can be assumed that
2025 the final result will appear to be:
2026
2027         U == the original value of *A
2028         X == W
2029         Z == Y
2030         *A == Y
2031
2032 The code above may cause the CPU to generate the full sequence of memory
2033 accesses:
2034
2035         U=LOAD *A, STORE *A=V, STORE *A=W, X=LOAD *A, STORE *A=Y, Z=LOAD *A
2036
2037 in that order, but, without intervention, the sequence may have almost any
2038 combination of elements combined or discarded, provided the program's view of
2039 the world remains consistent.
2040
2041 The compiler may also combine, discard or defer elements of the sequence before
2042 the CPU even sees them.
2043
2044 For instance:
2045
2046         *A = V;
2047         *A = W;
2048
2049 may be reduced to:
2050
2051         *A = W;
2052
2053 since, without a write barrier, it can be assumed that the effect of the
2054 storage of V to *A is lost.  Similarly:
2055
2056         *A = Y;
2057         Z = *A;
2058
2059 may, without a memory barrier, be reduced to:
2060
2061         *A = Y;
2062         Z = Y;
2063
2064 and the LOAD operation never appear outside of the CPU.
2065
2066
2067 AND THEN THERE'S THE ALPHA
2068 --------------------------
2069
2070 The DEC Alpha CPU is one of the most relaxed CPUs there is.  Not only that,
2071 some versions of the Alpha CPU have a split data cache, permitting them to have
2072 two semantically related cache lines updating at separate times.  This is where
2073 the data dependency barrier really becomes necessary as this synchronises both
2074 caches with the memory coherence system, thus making it seem like pointer
2075 changes vs new data occur in the right order.
2076
2077 The Alpha defines the Linux's kernel's memory barrier model.
2078
2079 See the subsection on "Cache Coherency" above.
2080
2081
2082 ==========
2083 REFERENCES
2084 ==========
2085
2086 Alpha AXP Architecture Reference Manual, Second Edition (Sites & Witek,
2087 Digital Press)
2088         Chapter 5.2: Physical Address Space Characteristics
2089         Chapter 5.4: Caches and Write Buffers
2090         Chapter 5.5: Data Sharing
2091         Chapter 5.6: Read/Write Ordering
2092
2093 AMD64 Architecture Programmer's Manual Volume 2: System Programming
2094         Chapter 7.1: Memory-Access Ordering
2095         Chapter 7.4: Buffering and Combining Memory Writes
2096
2097 IA-32 Intel Architecture Software Developer's Manual, Volume 3:
2098 System Programming Guide
2099         Chapter 7.1: Locked Atomic Operations
2100         Chapter 7.2: Memory Ordering
2101         Chapter 7.4: Serializing Instructions
2102
2103 The SPARC Architecture Manual, Version 9
2104         Chapter 8: Memory Models
2105         Appendix D: Formal Specification of the Memory Models
2106         Appendix J: Programming with the Memory Models
2107
2108 UltraSPARC Programmer Reference Manual
2109         Chapter 5: Memory Accesses and Cacheability
2110         Chapter 15: Sparc-V9 Memory Models
2111
2112 UltraSPARC III Cu User's Manual
2113         Chapter 9: Memory Models
2114
2115 UltraSPARC IIIi Processor User's Manual
2116         Chapter 8: Memory Models
2117
2118 UltraSPARC Architecture 2005
2119         Chapter 9: Memory
2120         Appendix D: Formal Specifications of the Memory Models
2121
2122 UltraSPARC T1 Supplement to the UltraSPARC Architecture 2005
2123         Chapter 8: Memory Models
2124         Appendix F: Caches and Cache Coherency
2125
2126 Solaris Internals, Core Kernel Architecture, p63-68:
2127         Chapter 3.3: Hardware Considerations for Locks and
2128                         Synchronization
2129
2130 Unix Systems for Modern Architectures, Symmetric Multiprocessing and Caching
2131 for Kernel Programmers:
2132         Chapter 13: Other Memory Models
2133
2134 Intel Itanium Architecture Software Developer's Manual: Volume 1:
2135         Section 2.6: Speculation
2136         Section 4.4: Memory Access