Commit be834aaf authored by Linus Torvalds's avatar Linus Torvalds

Merge tag 'docs-4.11-fixes' of git://git.lwn.net/linux

Pull documentation fixes from Jonathan Corbet:
 "A few fixes for the docs tree, including one for a 4.11 build
  regression"

* tag 'docs-4.11-fixes' of git://git.lwn.net/linux:
  Documentation/sphinx: fix primary_domain configuration
  docs: Fix htmldocs build failure
  doc/ko_KR/memory-barriers: Update control-dependencies section
  pcieaer doc: update the link
  Documentation: Update path to sysrq.txt
parents 91aff98b fd5d6669
......@@ -7,12 +7,12 @@
# list of DOCBOOKS.
DOCBOOKS := z8530book.xml \
kernel-hacking.xml kernel-locking.xml deviceiobook.xml \
kernel-hacking.xml kernel-locking.xml \
writing_usb_driver.xml networking.xml \
kernel-api.xml filesystems.xml lsm.xml kgdb.xml \
gadget.xml libata.xml mtdnand.xml librs.xml rapidio.xml \
genericirq.xml s390-drivers.xml scsi.xml \
sh.xml regulator.xml w1.xml \
sh.xml w1.xml \
writing_musb_glue_layer.xml
ifeq ($(DOCBOOKS),)
......
......@@ -256,7 +256,7 @@ After reboot with new kernel or insert the module, a device file named
Then, you need a user space tool named aer-inject, which can be gotten
from:
http://www.kernel.org/pub/linux/utils/pci/aer-inject/
https://git.kernel.org/cgit/linux/kernel/git/gong.chen/aer-inject.git/
More information about aer-inject can be found in the document comes
with its source code.
......@@ -135,7 +135,7 @@ pygments_style = 'sphinx'
# If true, `todo` and `todoList` produce output, else they produce nothing.
todo_include_todos = False
primary_domain = 'C'
primary_domain = 'c'
highlight_language = 'none'
# -- Options for HTML output ----------------------------------------------
......
......@@ -312,7 +312,7 @@ information out of a register+stack dump printed by the kernel on
protection faults (so-called "kernel oops").
If you run into some kind of deadlock, you can try to dump a call trace
for each process using sysrq-t (see Documentation/sysrq.txt).
for each process using sysrq-t (see Documentation/admin-guide/sysrq.rst).
This way it is possible to figure where *exactly* some process in "D"
state is stuck.
......
......@@ -2116,7 +2116,7 @@ The sysrq key reading is very picky ( I have to type the keys in an
This is particularly useful for syncing disks unmounting & rebooting
if the machine gets partially hung.
Read Documentation/sysrq.txt for more info
Read Documentation/admin-guide/sysrq.rst for more info
References:
===========
......
......@@ -85,7 +85,7 @@ show up in /proc/sys/kernel:
- softlockup_all_cpu_backtrace
- soft_watchdog
- stop-a [ SPARC only ]
- sysrq ==> Documentation/sysrq.txt
- sysrq ==> Documentation/admin-guide/sysrq.rst
- sysctl_writes_strict
- tainted
- threads-max
......
......@@ -662,6 +662,10 @@ include/linux/rcupdate.h 의 rcu_assign_pointer() 와 rcu_dereference() 를
컨트롤 의존성
-------------
현재의 컴파일러들은 컨트롤 의존성을 이해하고 있지 않기 때문에 컨트롤 의존성은
약간 다루기 어려울 수 있습니다. 이 섹션의 목적은 여러분이 컴파일러의 무시로
인해 여러분의 코드가 망가지는 걸 막을 수 있도록 돕는겁니다.
로드-로드 컨트롤 의존성은 데이터 의존성 배리어만으로는 정확히 동작할 수가
없어서 읽기 메모리 배리어를 필요로 합니다. 아래의 코드를 봅시다:
......@@ -689,20 +693,21 @@ CPU 는 b 로부터의 로드 오퍼레이션이 a 로부터의 로드 오퍼레
q = READ_ONCE(a);
if (q) {
WRITE_ONCE(b, p);
WRITE_ONCE(b, 1);
}
컨트롤 의존성은 보통 다른 타입의 배리어들과 짝을 맞춰 사용됩니다. 그렇다곤
하나, READ_ONCE() 는 반드시 사용해야 함을 부디 명심하세요! READ_ONCE() 가
없다면, 컴파일러가 'a' 로부터의 로드를 'a' 로부터의 또다른 로드와, 'b' 로의
스토어를 'b' 로의 또다른 스토어와 조합해 버려 매우 비직관적인 결과를 초래할 수
있습니다.
하나, READ_ONCE() 도 WRITE_ONCE() 도 선택사항이 아니라 필수사항임을 부디
명심하세요! READ_ONCE() 가 없다면, 컴파일러는 'a' 로부터의 로드를 'a' 로부터의
또다른 로드와 조합할 수 있습니다. WRITE_ONCE() 가 없다면, 컴파일러는 'b' 로의
스토어를 'b' 로의 또라느 스토어들과 조합할 수 있습니다. 두 경우 모두 순서에
있어 상당히 비직관적인 결과를 초래할 수 있습니다.
이걸로 끝이 아닌게, 컴파일러가 변수 'a' 의 값이 항상 0이 아니라고 증명할 수
있다면, 앞의 예에서 "if" 문을 없애서 다음과 같이 최적화 할 수도 있습니다:
q = a;
b = p; /* BUG: Compiler and CPU can both reorder!!! */
b = 1; /* BUG: Compiler and CPU can both reorder!!! */
그러니 READ_ONCE() 를 반드시 사용하세요.
......@@ -712,11 +717,11 @@ CPU 는 b 로부터의 로드 오퍼레이션이 a 로부터의 로드 오퍼레
q = READ_ONCE(a);
if (q) {
barrier();
WRITE_ONCE(b, p);
WRITE_ONCE(b, 1);
do_something();
} else {
barrier();
WRITE_ONCE(b, p);
WRITE_ONCE(b, 1);
do_something_else();
}
......@@ -725,12 +730,12 @@ CPU 는 b 로부터의 로드 오퍼레이션이 a 로부터의 로드 오퍼레
q = READ_ONCE(a);
barrier();
WRITE_ONCE(b, p); /* BUG: No ordering vs. load from a!!! */
WRITE_ONCE(b, 1); /* BUG: No ordering vs. load from a!!! */
if (q) {
/* WRITE_ONCE(b, p); -- moved up, BUG!!! */
/* WRITE_ONCE(b, 1); -- moved up, BUG!!! */
do_something();
} else {
/* WRITE_ONCE(b, p); -- moved up, BUG!!! */
/* WRITE_ONCE(b, 1); -- moved up, BUG!!! */
do_something_else();
}
......@@ -742,10 +747,10 @@ CPU 는 b 로부터의 로드 오퍼레이션이 a 로부터의 로드 오퍼레
q = READ_ONCE(a);
if (q) {
smp_store_release(&b, p);
smp_store_release(&b, 1);
do_something();
} else {
smp_store_release(&b, p);
smp_store_release(&b, 1);
do_something_else();
}
......@@ -754,10 +759,10 @@ CPU 는 b 로부터의 로드 오퍼레이션이 a 로부터의 로드 오퍼레
q = READ_ONCE(a);
if (q) {
WRITE_ONCE(b, p);
WRITE_ONCE(b, 1);
do_something();
} else {
WRITE_ONCE(b, r);
WRITE_ONCE(b, 2);
do_something_else();
}
......@@ -770,10 +775,10 @@ CPU 는 b 로부터의 로드 오퍼레이션이 a 로부터의 로드 오퍼레
q = READ_ONCE(a);
if (q % MAX) {
WRITE_ONCE(b, p);
WRITE_ONCE(b, 1);
do_something();
} else {
WRITE_ONCE(b, r);
WRITE_ONCE(b, 2);
do_something_else();
}
......@@ -781,7 +786,7 @@ CPU 는 b 로부터의 로드 오퍼레이션이 a 로부터의 로드 오퍼레
위의 코드를 아래와 같이 바꿔버릴 수 있습니다:
q = READ_ONCE(a);
WRITE_ONCE(b, p);
WRITE_ONCE(b, 1);
do_something_else();
이렇게 되면, CPU 는 변수 'a' 로부터의 로드와 변수 'b' 로의 스토어 사이의 순서를
......@@ -793,10 +798,10 @@ CPU 는 b 로부터의 로드 오퍼레이션이 a 로부터의 로드 오퍼레
q = READ_ONCE(a);
BUILD_BUG_ON(MAX <= 1); /* Order load from a with store to b. */
if (q % MAX) {
WRITE_ONCE(b, p);
WRITE_ONCE(b, 1);
do_something();
} else {
WRITE_ONCE(b, r);
WRITE_ONCE(b, 2);
do_something_else();
}
......@@ -828,35 +833,33 @@ CPU 는 b 로부터의 로드 오퍼레이션이 a 로부터의 로드 오퍼레
q = READ_ONCE(a);
if (q) {
WRITE_ONCE(b, p);
WRITE_ONCE(b, 1);
} else {
WRITE_ONCE(b, r);
WRITE_ONCE(b, 2);
}
WRITE_ONCE(c, 1); /* BUG: No ordering against the read from "a". */
WRITE_ONCE(c, 1); /* BUG: No ordering against the read from 'a'. */
컴파일러는 volatile 타입에 대한 액세스를 재배치 할 수 없고 이 조건 하의 "b"
컴파일러는 volatile 타입에 대한 액세스를 재배치 할 수 없고 이 조건 하의 'b'
로의 쓰기를 재배치 할 수 없기 때문에 여기에 순서 규칙이 존재한다고 주장하고
싶을 겁니다. 불행히도 이 경우에, 컴파일러는 다음의 가상의 pseudo-assembly 언어
코드처럼 "b" 로의 두개의 쓰기 오퍼레이션을 conditional-move 인스트럭션으로
코드처럼 'b' 로의 두개의 쓰기 오퍼레이션을 conditional-move 인스트럭션으로
번역할 수 있습니다:
ld r1,a
ld r2,p
ld r3,r
cmp r1,$0
cmov,ne r4,r2
cmov,eq r4,r3
cmov,ne r4,$1
cmov,eq r4,$2
st r4,b
st $1,c
완화된 순서 규칙의 CPU 는 "a" 로부터의 로드와 "c" 로의 스토어 사이에 어떤
완화된 순서 규칙의 CPU 는 'a' 로부터의 로드와 'c' 로의 스토어 사이에 어떤
종류의 의존성도 갖지 않을 겁니다. 이 컨트롤 의존성은 두개의 cmov 인스트럭션과
거기에 의존하는 스토어 에게만 적용될 겁니다. 짧게 말하자면, 컨트롤 의존성은
주어진 if 문의 then 절과 else 절에게만 (그리고 이 두 절 내에서 호출되는
함수들에게까지) 적용되지, 이 if 문을 뒤따르는 코드에는 적용되지 않습니다.
마지막으로, 컨트롤 의존성은 이행성 (transitivity) 을 제공하지 -않습니다-. 이건
x 와 y 가 둘 다 0 이라는 초기값을 가졌다는 가정 하의 두개의 예제로
'x' 와 'y' 가 둘 다 0 이라는 초기값을 가졌다는 가정 하의 두개의 예제로
보이겠습니다:
CPU 0 CPU 1
......@@ -924,6 +927,9 @@ http://www.cl.cam.ac.uk/users/pes20/ppc-supplemental/test6.pdf 와
(*) 컨트롤 의존성은 이행성을 제공하지 -않습니다-. 이행성이 필요하다면,
smp_mb() 를 사용하세요.
(*) 컴파일러는 컨트롤 의존성을 이해하고 있지 않습니다. 따라서 컴파일러가
여러분의 코드를 망가뜨리지 않도록 하는건 여러분이 해야 하는 일입니다.
SMP 배리어 짝맞추기
--------------------
......
......@@ -2401,9 +2401,9 @@
This takes one argument, which is a single letter. It calls the
generic kernel's SysRq driver, which does whatever is called for by
that argument. See the SysRq documentation in Documentation/sysrq.txt
in your favorite kernel tree to see what letters are valid and what
they do.
that argument. See the SysRq documentation in
Documentation/admin-guide/sysrq.rst in your favorite kernel tree to
see what letters are valid and what they do.
......
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