CS — race condition

📕 05/13 — Race Condition에 대해서 이야기 해주세요

모의면접 주제: “Race Condition에 대해서 이야기 해주세요” 정의(공유 자원 + 동시 접근 + 비결정성) → Critical Section → 동기화 객체 카탈로그(Mutex·Semaphore·Critical Section·SRWLock·Event·Condition Variable) → Lock-free / atomic / CAS → Memory Ordering·Memory Barrier(acquire/release) → ABA 문제 → Deadlock·Livelock·Starvation → Priority Inversion → Windows/POSIX API 비교 → 비용 스펙트럼 → 언리얼(GameThread/RenderThread 분리·TaskGraph)까지

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학습 영역 — 프로세스 vs 스레드(19)·컨텍스트 스위칭(21)·IPC(22)에서 파생된 동시성 회귀

프로세스 vs 스레드(19)에서 같은 프로세스 안의 스레드는 코드·데이터·힙을 공유한다는 점을 봤고, 컨텍스트 스위칭(21)에서 스레드가 임의의 시점에 강제로 교체될 수 있다는 점을 봤습니다. IPC(22)에선 공유 메모리가 가장 빠르지만 동기화를 직접 해야 하는 트레이드오프를 짚었습니다. 23번은 그 세 주제가 모두 가리키는 결론, 공유 자원 + 동시 접근 + 비결정적 스케줄링이 만나는 지점에서 일어나는 Race Condition이 본 주제입니다.

01번 메모리 4영역 (Code/Data/Heap/Stack)        ← 공유 영역의 위치
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19번 프로세스 vs 스레드                          ← 스레드는 힙·전역 공유
20번 Stack Overflow (스레드별 독립 스택)         ← 공유 vs 분리 영역 구분
21번 Context Switching (★)                       ← 임의 시점 스레드 교체
22번 IPC (★)                                     ← 공유 메모리에서 동기화 직접 처리
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23번 Race Condition (★)                          ← 본 주제 — 동시 접근의 결과 비결정성
이후 락-프리 자료구조 / 메모리 모델 심화 / 트랜잭션 메모리

Race Condition은 OS 책의 동시성 챕터에서 가장 자주 등장하는 단어지만, 실제로는 CPU 마이크로아키텍처(메모리 모델·캐시 일관성)·언어 표준(C++ memory_order)·OS API(Mutex·SRWLock)·하드웨어 명령(LOCK CMPXCHG) 이 모두 만나는 지점입니다. 그래서 면접에서 “Race Condition이 뭡니까”를 물으면, 정의·예시·해결책·해결책의 비용·해결책 사이의 트레이드오프까지 4~5단계로 풀 수 있어야 깊이가 드러납니다.

Windows는 특히 CRITICAL_SECTION·SRWLock·Mutex·Semaphore·Event·InterlockedExchange·std::atomic까지 단계별로 비용이 다른 동기화 도구를 제공합니다. 같은 “race를 막는다”는 작업이 수 ns(atomic CAS) 부터 수 μs(커널 Mutex) 까지 1000배 비용 차이를 만듭니다. 그래서 Race Condition을 막는 게 아니라 “어떻게 적은 비용으로 막느냐” 가 진짜 엔지니어링 문제입니다.

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모의면접 답변

Race Condition은 둘 이상의 실행 단위(스레드·프로세스)가 공유 자원에 동시에 접근하면서, 실행 순서에 따라 결과가 달라지는 현상입니다. 핵심은 세 가지 조건이 모두 만족되어야 한다는 점입니다 — ① 공유 자원이 존재하고, ② 적어도 두 개 이상의 실행 단위가 그 자원에 접근하고, ③ 그중 하나 이상이 쓰기(write)를 수행하며, ④ 접근 순서를 OS가 보장하지 않습니다. 이 네 조건이 모두 만족되어야 race가 발생합니다. 읽기만 하는 동시 접근은 race가 아니고, 단일 스레드에서의 접근도 race가 아닙니다.

가장 흔한 예가 counter 증가입니다. count++라는 한 줄이 CPU 명령으로는 load → increment → store 세 단계로 분해되고, 그 사이 어디서나 컨텍스트 스위칭(21)이 일어날 수 있습니다. 스레드 A가 load해서 100을 읽고 increment까지 했는데(101), 그 사이 스레드 B가 들어와서 같은 100을 load해서 increment·store까지 끝내고(101), A가 다시 깨어나서 자기 결과 101을 store하면, 두 번 증가했는데도 최종 값이 101입니다. 결과가 102가 되어야 했지만 101이 됐고, 어떤 결과가 나올지 미리 알 수 없습니다 — 비결정성(non-determinism) 이 race의 본질입니다.

Race를 막는 핵심 개념이 Critical Section(임계 영역)입니다. “한 번에 한 스레드만 실행되어야 하는 코드 구간”을 가리키는 추상적 개념이고, 그 구간을 보호하는 도구가 동기화 객체(synchronization primitive) 입니다. 동기화 객체는 비용에 따라 세 층으로 나뉩니다.

• 사용자 모드 우선(user-mode first) — Critical Section(Windows)·SRWLock·std::mutex(MSVC). 경합이 없으면 사용자 모드에서 atomic 명령으로 끝나고, 경합 시에만 커널로 진입합니다. 경합 없을 때 수십 ns, 경합 시 1~3 μs.
• 항상 커널 객체 — Mutex(Windows의 커널 mutex)·Semaphore·Event. 매번 시스템 콜 → 컨텍스트 스위칭(21)의 모드 스위치. 1~3 μs. 대신 프로세스 간 공유(이름 부여)가 가능합니다.
• Lock-free / atomic — std::atomic·InterlockedExchange·CAS(Compare-And-Swap). CPU의 LOCK 접두사 명령(LOCK CMPXCHG)으로 컨텍스트 스위칭 없이 동기화. 수 ns. 단 자료구조 설계가 매우 어렵습니다.

메모리 모델(memory model)이 또 한 층의 문제를 만듭니다. 현대 CPU는 명령 재배치(reordering) 와 캐시 일관성(cache coherence) 때문에, 한 스레드가 본 쓰기 순서가 다른 스레드에서는 다르게 보일 수 있습니다. 그래서 단순히 락만 걸어선 부족하고, std::atomic의 memory_order_acquire/memory_order_release 같은 memory barrier로 명령 재배치를 막아야 합니다. acquire는 “이 시점 이후의 읽기·쓰기가 이 시점보다 앞으로 재배치되지 않게”, release는 “이 시점 이전의 읽기·쓰기가 이 시점보다 뒤로 재배치되지 않게” 막는 펜스(fence)입니다. 락 없이 두 스레드 간 데이터를 안전하게 주고받으려면 이 둘이 한 짝이어야 합니다.

Race를 막는다고 해서 모든 문제가 풀리는 건 아닙니다. 락을 잘못 쓰면 새로운 병리가 생깁니다 — Deadlock(두 스레드가 서로의 락을 기다리며 영원히 멈춤), Livelock(서로 양보하다가 진행이 안 됨), Starvation(특정 스레드가 영원히 락을 못 잡음), Priority Inversion(낮은 우선순위 스레드가 잡은 락을 높은 우선순위 스레드가 기다리는데, 그 사이에 중간 우선순위 스레드가 CPU를 차지해 낮은 우선순위 스레드가 진행 못 함 — 화성 탐사선 Pathfinder의 유명한 버그). Lock-free 자료구조도 자체 함정이 있습니다 — ABA 문제(값이 A→B→A로 바뀌었지만 CAS는 A를 보고 변경이 없다고 착각).

언리얼 엔진은 이 문제를 “락을 줄이는” 방향이 아니라 “공유를 줄이는” 방향으로 풉니다. 컨텍스트 스위칭(21)에서 본 것처럼 GameThread·RenderThread·RHIThread를 분리하고, 그 사이를 명령 큐(command queue) 와 TaskGraph로 연결해서 한 자원을 두 스레드가 동시에 만지는 상황 자체를 만들지 않습니다. UObject는 GameThread만 만지고, RenderThread는 GameThread가 한 프레임 분량을 정리해서 넘긴 프록시 데이터만 다룹니다. 그래서 언리얼 게임플레이 코드는 락이 거의 없습니다 — race가 발생할 여지를 구조적으로 차단한 것입니다. 결국 동시성 엔지니어링의 가장 좋은 답은 “락을 잘 쓰는 것”이 아니라 “공유를 안 만드는 것”입니다.

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핵심 개념

분류	키워드	한 줄 정의
정의	Race Condition	둘 이상의 실행 단위가 공유 자원에 동시 접근할 때, 실행 순서에 따라 결과가 달라지는 비결정적 현상
	발생 4조건	① 공유 자원 ② 둘 이상 동시 접근 ③ 적어도 하나는 쓰기 ④ 순서 보장 없음
	Critical Section (임계 영역)	한 번에 한 스레드만 실행되어야 하는 코드 구간의 추상 개념
	Atomicity (원자성)	한 연산이 외부에서 보기에 “한 번에 끝나거나 아예 안 일어난” 것처럼 보이는 성질
	비결정성 (Non-determinism)	같은 입력에 대해 실행마다 결과가 달라질 수 있는 성질. race의 본질
	Data Race	C++ 표준 용어 — 두 스레드가 같은 메모리에 동기화 없이 접근, 적어도 하나가 쓰기 시 UB
	Race Condition vs Data Race	Data race는 메모리 접근 차원 / Race condition은 의미·결과 차원. 모든 data race는 race condition이지만 역은 아님
동기화 객체	Mutex (상호 배제, MUTual EXclusion)	한 스레드만 락을 잡을 수 있는 배타적 락. Windows 커널 객체는 프로세스 간 공유 가능
	Semaphore	카운터 기반 락 — N개 동시 접근 허용. counting / binary semaphore
	Critical Section (Windows API)	사용자 모드 우선 mutex. 경합 시에만 커널 진입. 같은 프로세스 내 한정
	SRWLock (Slim Reader/Writer Lock)	사용자 모드 R/W lock. Vista+. 읽기는 다중·쓰기는 배타. std::shared_mutex의 내부
	Event (Windows)	시그널/논시그널 상태를 가지는 객체. 다른 스레드에 “어떤 일이 일어났다” 알림
	Condition Variable	mutex와 짝지어 조건 만족 대기 — wait/notify_one/notify_all
	Spin Lock	락 잡힐 때까지 busy-wait. 짧은 critical section + 멀티코어 환경에 적합. 단일 코어에선 위험
	Recursive Mutex	같은 스레드가 여러 번 재잠금 가능. std::recursive_mutex. 설계 결함 신호
	lock_guard / scoped_lock / unique_lock	C++ RAII 래퍼. scoped_lock은 여러 mutex deadlock-free 잠금
Lock-free	Lock-free	어떤 스레드라도 finite step 안에 진행 보장. CAS 같은 atomic primitive 기반
	Wait-free	모든 스레드가 finite step 안에 진행 보장. Lock-free보다 강한 보장
	CAS (Compare-And-Swap)	“값이 expected면 desired로 바꾸고 성공, 아니면 실패” 단일 명령. x86 LOCK CMPXCHG
	atomic	C++11 std::atomic<T>. CPU의 LOCK 접두사 명령으로 read-modify-write를 단일 명령으로
	InterlockedExchange / InterlockedIncrement	Windows의 atomic 함수군. std::atomic의 Windows 구현 기반
	fetch_add / exchange / compare_exchange_weak/strong	std::atomic의 멤버 함수. CAS는 compare_exchange
	weak vs strong CAS	weak는 spurious failure 허용(루프 가정), strong은 진짜 비교 결과만 반환
	ABA 문제	값이 A→B→A로 바뀌었지만 CAS는 A를 보고 변경 없다고 착각. 포인터 lock-free 자료구조의 함정
	Tagged Pointer / Hazard Pointer / Epoch-based reclamation	ABA 회피 기법 — 버전 카운터 / 위험 포인터 등록 / 에폭 기반 회수
Memory Model	Memory Model (메모리 모델)	CPU·언어가 메모리 접근의 순서·가시성을 보장하는 규칙
	Sequential Consistency (SC, 순차 일관성)	모든 스레드가 같은 순서로 모든 메모리 연산을 본다는 가장 강한 모델
	Memory Reordering (메모리 재배치)	컴파일러·CPU가 성능을 위해 명령 순서를 바꾸는 것. 단일 스레드 의미는 보존하지만 멀티 스레드에선 race 원인
	Memory Barrier / Fence	재배치를 막는 펜스 명령. acquire / release / full barrier
	memory_order_relaxed	순서 보장 없음. counter처럼 순서 무관할 때만
	memory_order_acquire	이 시점 이후의 메모리 접근이 이 시점보다 앞으로 재배치되지 않음. load에 붙음
	memory_order_release	이 시점 이전의 메모리 접근이 이 시점보다 뒤로 재배치되지 않음. store에 붙음
	memory_order_seq_cst	가장 강한 모델. atomic의 기본값. 비용 큼
	acquire-release 페어	release store → acquire load로 두 스레드 간 happens-before 관계 성립
	happens-before	A의 결과가 B에서 보이도록 보장되는 순서 관계
	x86 메모리 모델 (TSO, Total Store Order)	비교적 강한 모델. store→load만 재배치 허용. 그래서 x86에선 memory barrier 비용이 비교적 작음
	ARM/RISC-V (Weak Memory Model)	거의 모든 재배치 허용. 명시적 barrier 필수
병리	Deadlock (교착 상태)	두 스레드가 서로의 락을 기다리며 영원히 멈춤. 4조건: 상호배제·점유와 대기·비선점·순환 대기
	Deadlock 회피	락 순서 고정(lock ordering), std::scoped_lock(여러 락 동시 획득), 타임아웃
	Livelock	락은 안 잡고 있지만 서로 양보하다가 진행 안 됨. retry loop의 흔한 버그
	Starvation (기아)	특정 스레드가 영원히 락을 못 잡음. 우선순위 정책·SRWLock의 writer starvation
	Priority Inversion (우선순위 역전)	낮은 우선순위 스레드가 잡은 락을 높은 우선순위 스레드가 기다리는데, 중간 우선순위가 CPU 차지
	Priority Inheritance	우선순위 역전 해법 — 낮은 우선순위 스레드가 락 잡은 동안 일시적으로 우선순위 상승
Windows API	CRITICAL_SECTION	InitializeCriticalSection/EnterCriticalSection/LeaveCriticalSection. 같은 프로세스 한정, 사용자 모드 우선
	SRWLOCK	AcquireSRWLockShared/AcquireSRWLockExclusive. Reader/Writer 분리. 가벼움
	Mutex (커널)	CreateMutex/WaitForSingleObject/ReleaseMutex. 이름 부여 시 프로세스 간
	Semaphore	CreateSemaphore/WaitForSingleObject/ReleaseSemaphore. 카운팅 락
	Event	CreateEvent/SetEvent/ResetEvent/PulseEvent
	CONDITION_VARIABLE	SleepConditionVariableSRW/WakeConditionVariable
	InterlockedExchange 계열	x86 LOCK 접두사 명령 래퍼. atomic의 Windows 구현
	MemoryBarrier() / _mm_mfence	명시적 메모리 펜스
POSIX API	pthread_mutex_t	POSIX mutex. 기본·recursive·errorcheck·robust 종류
	pthread_rwlock_t	Reader/Writer lock
	pthread_cond_t	Condition variable. pthread_cond_wait/signal/broadcast
	sem_t (POSIX semaphore)	Named (프로세스 간) / unnamed (스레드 간)
	__atomic_* / GCC builtins	C11 _Atomic·C++11 std::atomic 이전의 GCC 빌트인
	PTHREAD_PROCESS_SHARED 속성	mutex/cond를 공유 메모리에 놓고 프로세스 간 공유
비용	atomic CAS	수 ns. 락 없이 동기화
	사용자 모드 락 (경합 없음)	수십 ns. Critical Section·SRWLock 락 획득만
	사용자 모드 락 (경합)	1~3 μs. 커널 진입 + 컨텍스트 스위칭
	커널 객체 락	1~3 μs. 항상 시스템 콜
언리얼	GameThread	UObject·AActor·Tick 처리. 메인 스레드 — 락 거의 없음 (단일 스레드 가정)
	RenderThread	렌더링 명령 처리. GameThread와 분리되어 race 차단
	TaskGraph	의존성 기반 작업 분할. 락 대신 작업 그래프로 동시성 표현
	FCriticalSection	언리얼의 Critical Section 래퍼
	FScopeLock	RAII 락 가드 (std::lock_guard와 동등)
	FThreadSafeCounter	atomic counter (std::atomic<int32> 동등)
	TQueue<T, EQueueMode::Spsc/Mpsc>	lock-free 큐 — single/multi producer single consumer
	ENQUEUE_RENDER_COMMAND	GameThread → RenderThread 람다 전달 매크로. 락 없이 명령 큐로

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목차

1. 핵심 요약 카드
2. 한 줄 정의 — Race Condition이란 무엇인가
3. 발생 조건 4가지와 가장 단순한 예제
4. Critical Section — 임계 영역의 개념
5. 동기화 객체 카탈로그 — Mutex·Semaphore·Critical Section·SRWLock·Event·Condition Variable
6. Lock-free·atomic·CAS — 락 없는 동기화
7. Memory Ordering·Memory Barrier — acquire/release 페어
8. ABA 문제 — Lock-free의 함정
9. Deadlock — 발생 4조건과 회피 전략
10. Livelock·Starvation — Deadlock이 아닌 다른 정체
11. Priority Inversion — Pathfinder 화성 탐사선 사례
12. Windows API vs POSIX API 비교
13. 비용 스펙트럼 정리 — 어느 동기화가 얼마나 비싼가
14. 언리얼에서의 Race Condition 회피 — 스레드 분리·TaskGraph
15. 꼬리질문 예상 경로
16. 핵심 요약 카드 (재게재)
17. 회귀 다리 — 다른 CS 파일 연결

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1. 핵심 요약 카드

30초 답변

Race Condition = 둘 이상의 스레드가 공유 자원에 동시 접근,
                  실행 순서에 따라 결과가 달라지는 비결정적 현상.

발생 4조건:
  ① 공유 자원 존재
  ② 둘 이상이 동시 접근
  ③ 적어도 하나는 쓰기 (write)
  ④ 순서를 OS가 보장하지 않음

대표 예: count++ 가 load → inc → store 3단계 → 그 사이 컨텍스트 스위칭
        → 결과 비결정 (102 기대, 101 나올 수 있음)

해결 — Critical Section을 동기화 객체로 보호:
  ① 사용자 모드 우선 (수십 ns ~ 1 μs)
     - Critical Section (Win) / std::mutex / SRWLock
  ② 커널 객체 (1~3 μs, 프로세스 간 공유 가능)
     - Mutex / Semaphore / Event
  ③ Lock-free / atomic / CAS (수 ns)
     - std::atomic<T>, InterlockedExchange
     - 자료구조 설계 매우 어렵다

Memory Model:
  CPU·컴파일러가 명령 재배치 → 멀티 스레드 가시성 깨짐
  → memory_order_acquire / release 페어로 fence
  → x86은 TSO (강함) / ARM은 weak (barrier 필수)

병리:
  Deadlock      = 서로의 락 기다리며 멈춤 (4조건: 상호배제·점유대기·비선점·순환)
  Livelock      = 락 안 잡고 양보만 하다 진행 안 됨
  Starvation    = 특정 스레드 영원히 락 못 잡음
  Priority Inv. = 낮은 우선순위 락을 높은 우선순위가 기다림 (Pathfinder 사례)
  ABA           = lock-free에서 A→B→A 못 알아챔

언리얼 철학 — "락을 잘 쓰지 말고, 공유를 안 만든다":
  GameThread (UObject) / RenderThread (proxy) / RHIThread (GPU 명령) 분리
  TaskGraph로 의존성 그래프 표현 — 락 대신 작업 순서
  ENQUEUE_RENDER_COMMAND — 명령 큐로 GameThread → RenderThread

꼬리질문 연결 맵

Race Condition
├── 발생 조건 (왜 일어나나?)
│   ├── 공유 자원 (힙·전역·정적)
│   ├── 동시 접근 (둘 이상 스레드)
│   ├── 쓰기 포함
│   └── 비결정적 스케줄링 — 컨텍스트 스위칭(21) 회귀
├── Critical Section (해결 추상)
│   └── 한 번에 한 스레드만 실행
├── 동기화 객체 (비용 스펙트럼)
│   ├── Critical Section (Win, 같은 프로세스)
│   ├── SRWLock (R/W 분리)
│   ├── std::mutex (사용자 모드 우선)
│   ├── Mutex 커널 객체 (프로세스 간, IPC(22) 회귀)
│   ├── Semaphore (카운팅)
│   ├── Event (알림)
│   └── Condition Variable (조건 대기)
├── Lock-free
│   ├── atomic (std::atomic, InterlockedExchange)
│   ├── CAS (Compare-And-Swap)
│   ├── ABA 문제 + 회피 (tagged pointer)
│   └── lock-free vs wait-free
├── Memory Model
│   ├── memory_order_relaxed / acquire / release / seq_cst
│   ├── Memory Barrier / Fence
│   ├── happens-before
│   ├── x86 TSO vs ARM weak
│   └── 컴파일러 vs CPU 재배치
├── 병리
│   ├── Deadlock (4조건·회피·scoped_lock)
│   ├── Livelock
│   ├── Starvation
│   └── Priority Inversion (Pathfinder, Priority Inheritance)
├── Windows API
│   ├── CRITICAL_SECTION
│   ├── SRWLOCK
│   ├── Mutex (커널)
│   ├── Semaphore / Event
│   ├── CONDITION_VARIABLE
│   └── InterlockedExchange 계열
├── POSIX API
│   ├── pthread_mutex_t (+ recursive / errorcheck / robust)
│   ├── pthread_rwlock_t
│   ├── pthread_cond_t
│   └── sem_t (named / unnamed)
└── 언리얼
    ├── GameThread / RenderThread / RHIThread 분리
    ├── TaskGraph
    ├── FCriticalSection / FScopeLock
    ├── FThreadSafeCounter (atomic)
    ├── TQueue (lock-free)
    └── ENQUEUE_RENDER_COMMAND

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2. 한 줄 정의 — Race Condition이란 무엇인가

핵심 한 문장

Race Condition은 둘 이상의 실행 단위가 공유 자원에 동시 접근할 때, 실행 순서에 따라 결과가 달라지는 비결정적 현상입니다.

단어 분해

Race는 “경주”라는 뜻 그대로입니다. 두 스레드가 같은 자원에 대해 경주하는데, 누가 먼저 도착하느냐에 따라 결과가 달라진다는 의미입니다. Condition은 “조건” 또는 “상태” — 그 경주 결과에 따라 시스템이 잘못된 상태에 빠질 수 있는 조건이 만들어집니다.

Race Condition vs Data Race

C++ 표준은 둘을 구분합니다:

용어	정의	범위
Data Race	두 스레드가 같은 메모리 위치에 동기화 없이 접근, 적어도 하나가 쓰기. C++에선 UB	메모리 접근 수준
Race Condition	실행 순서에 따라 결과가 달라지는 모든 상황	의미·결과 수준

모든 data race는 race condition이지만, race condition이 모두 data race는 아닙니다. 예를 들어 두 atomic 연산을 적절한 순서 없이 호출하면 data race는 없지만(atomic이라 UB 아님) 결과는 비결정적이라 race condition입니다.

std::atomic<int> count{0};
// 스레드 A
if (count.load() == 0) {        // 1) 읽음
    count.store(1);              // 2) 쓰기 - 이 사이에 B가 들어오면 race condition
}
// 스레드 B도 동시에 같은 코드 실행
// → 둘 다 1을 씀. 두 번 초기화 같은 의미적 race condition.
// → data race는 없음 (atomic이라).

면접에서는 보통 둘을 통틀어 “race condition”이라 부르지만, 두 단어를 구분해 답하면 깊이가 산다.

흐름 한눈에

스레드 A                      공유 자원 count            스레드 B
─────                         ──────────                  ─────
load count → 100               [100]
                                                          load count → 100
increment → 101
                                                          increment → 101
                                                          store 101
                               [101]
store 101
                               [101]   ← 두 번 +1 했는데 +1만 반영

이게 race condition의 가장 단순한 패턴입니다. 시간 순서를 화살표로 그릴 수 있는 모든 경우 중에 잘못된 결과를 만드는 경로가 존재하면 그것이 race condition입니다.

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3. 발생 조건 4가지와 가장 단순한 예제

3.1 발생 4조건

조건	의미	위반 시
① 공유 자원	둘 이상이 접근 가능한 메모리·파일·소켓·디바이스	자원이 진짜 thread-local이면 race 없음
② 둘 이상 동시 접근	같은 시점에 두 스레드 이상이 접근	단일 스레드만 접근하면 race 없음
③ 적어도 하나는 쓰기	모두 읽기만 하면 race 없음	const 데이터 다중 스레드 읽기는 안전
④ 순서 보장 없음	OS·CPU가 접근 순서를 보장하지 않음	동기화 객체로 순서 강제하면 race 없음

이 네 조건 중 하나만 깨도 race는 사라집니다. race를 막는 모든 기법은 이 중 하나를 깨는 것입니다.

조건 ① 깨기: 자원을 thread-local로                  → thread_local 변수
조건 ② 깨기: 단일 스레드 모델                       → 언리얼 GameThread 단일화
조건 ③ 깨기: immutable (변경 불가)                  → const, std::shared_ptr<const T>
조건 ④ 깨기: 동기화 객체로 순서 강제                → mutex, atomic

언리얼이 GameThread/RenderThread를 분리하는 건 ②를 깨는 전략입니다. const 데이터를 공유하는 건 ③을 깨는 전략입니다. mutex로 락 거는 건 ④를 깨는 전략입니다. 어느 쪽이 가장 좋은지는 상황에 따라 다르지만, 순서대로 ① > ② > ③ > ④ 가 비용이 낮은 순입니다.

3.2 가장 단순한 예제 — counter 증가

int g_count = 0;

void worker() {
    for (int i = 0; i < 100000; ++i) {
        g_count++;     // race condition!
    }
}

int main() {
    std::thread t1(worker);
    std::thread t2(worker);
    t1.join(); t2.join();
    std::cout << g_count << std::endl;
    // 예상: 200000
    // 실제: 100023 / 187432 / ... 매 실행마다 다름
}

왜 그런가 — g_count++가 단일 명령이 아니다:

g_count++ 를 x86 어셈블리로 보면:

   mov eax, [g_count]       ; ① load: 메모리 → 레지스터
   inc eax                  ; ② increment: 레지스터 안에서 +1
   mov [g_count], eax       ; ③ store: 레지스터 → 메모리

세 명령 사이 어디서나 컨텍스트 스위칭(21)이 일어날 수 있다.
타이머 인터럽트는 명령 단위로만 끼어든다.

스레드 A의 시점               g_count                   스레드 B의 시점
─────────                     ──────                    ─────────
mov eax, [g_count]            [100]
eax = 100
inc eax (=101)
                              [100]                     mov eax, [g_count]
                                                        eax = 100
                                                        inc eax (=101)
                                                        mov [g_count], eax
                              [101]
mov [g_count], eax
                              [101]   ← 두 번 ++ 했는데 한 번만 반영

3.3 ATOMIC하지 않은 더 큰 단위

같은 패턴이 이름표를 바꿔서 어디든 나타납니다.

// 은행 계좌 이체 - "원자성" 깨짐
void Transfer(Account& from, Account& to, int amount) {
    from.balance -= amount;     // ① 출금
    // ↑ 여기서 컨텍스트 스위치 → 다른 스레드가 from 보면 잔액 부족
    // ↑ 또는 from에서 빠진 돈이 어디에도 없는 상태
    to.balance   += amount;     // ② 입금
}

// linked list 노드 삽입 - 일관성 깨짐
void Insert(Node* newNode) {
    newNode->next = head;       // ① newNode→다음
    // ↑ 여기서 다른 스레드가 head 보면 newNode가 안 보임
    // ↑ 그 스레드가 head를 다른 노드로 바꿔버리면 newNode가 사라짐
    head = newNode;             // ② head→newNode
}

// 게임 인벤토리 추가
void AddItem(Item* item) {
    items[count] = item;        // ① 슬롯에 저장
    // ↑ 여기서 두 스레드가 같은 count를 봐서 같은 슬롯 덮어쓸 수 있음
    count++;                    // ② 카운터 증가
}

세 예제 모두 본질은 같습니다 — 여러 단계의 연산이 하나의 단위로 보호받지 못해 중간 상태가 노출됩니다.

3.4 단일 명령이라도 race가 가능

64비트 값을 32비트 머신에서 읽고 쓰면 두 번에 나눠 일어나서 torn read/write가 발생합니다:

// 32비트 머신에서
int64_t g_value = 0;
// 스레드 A: g_value = 0x1234567890ABCDEF
//   → mov [g_value+0], 0x90ABCDEF
//   ↑ 여기서 스위치
//   → mov [g_value+4], 0x12345678
// 스레드 B: 위 사이에 읽으면 0x0000000090ABCDEF (찢어진 값)

64비트 머신에서 64비트 정렬된 값은 단일 명령이지만, 그것도 표준이 보장하진 않습니다. 그래서 std::atomic<int64_t>를 명시적으로 써야 안전합니다.

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4. Critical Section — 임계 영역의 개념

4.1 정의

Critical Section(임계 영역) 은 “한 번에 한 스레드만 실행되어야 하는 코드 구간” 을 가리키는 추상 개념입니다. 자원이 아니라 코드 구간의 개념이라는 게 중요합니다.

std::mutex mtx;
int g_count = 0;

void worker() {
    for (int i = 0; i < 100000; ++i) {
        mtx.lock();              // ─┐
        g_count++;               //  │ ← Critical Section
        mtx.unlock();            // ─┘
    }
}

mtx.lock()과 mtx.unlock() 사이가 critical section이고, 이 구간 안의 모든 코드는 한 번에 한 스레드만 실행됩니다.

4.2 Mutual Exclusion (상호 배제)

Critical section의 핵심 성질이 mutual exclusion(상호 배제) — 한 스레드가 그 구간을 실행 중일 때 다른 스레드는 들어올 수 없습니다. “Mutex”라는 이름도 MUTual EXclusion에서 왔습니다.

[스레드 A]              [락 상태]              [스레드 B]
                       UNLOCKED
lock() → 성공          LOCKED by A
g_count++             LOCKED by A             lock() → 대기 (블록)
unlock()              UNLOCKED                lock() → 깨어남, 성공
                      LOCKED by B             g_count++
                      UNLOCKED                unlock()

4.3 좋은 critical section의 조건 (Dijkstra·Hoare 고전 이론)

조건	의미
Mutual Exclusion	한 시점에 한 스레드만 critical section 안에 있음
Progress (진행)	critical section이 비어 있으면 들어가려는 스레드 중 누군가는 들어가야 함
Bounded Waiting (제한된 대기)	들어가려는 스레드는 무한 대기하지 않아야 함
No Starvation (기아 없음)	모든 스레드가 결국 들어갈 수 있어야 함

std::mutex나 Windows CRITICAL_SECTION은 이 모두를 OS가 책임집니다. 하지만 모든 락이 그렇지는 않습니다 — SRWLOCK의 writer는 reader가 계속 들어오면 starvation 가능. 우선순위 락은 낮은 우선순위 스레드 starvation 가능.

4.4 Critical Section의 크기 — 짧을수록 좋다

// 나쁜 예 — critical section이 너무 김
void ProcessItem(Item* item) {
    mtx.lock();
    auto heavy = ComputeHeavyData(item);    // ← 100ms 걸림. 그 동안 다른 스레드 모두 대기
    sharedList.push_back(heavy);
    mtx.unlock();
}

// 좋은 예 — 공유 자원 접근만 critical section 안에
void ProcessItem(Item* item) {
    auto heavy = ComputeHeavyData(item);    // ← 락 밖에서 계산
    mtx.lock();
    sharedList.push_back(heavy);
    mtx.unlock();
}

Critical section의 크기가 줄어들면 lock contention(락 경합) 이 줄어듭니다. 경합이 많으면 컨텍스트 스위칭(21)이 폭증해서 single-thread 코드보다 더 느려질 수 있습니다 — convoy effect.

4.5 RAII 패턴 — std::lock_guard / std::scoped_lock

void worker() {
    for (int i = 0; i < 100000; ++i) {
        std::lock_guard<std::mutex> lock(mtx);   // 생성 시 lock, 소멸 시 unlock
        g_count++;
    }
}

lock_guard는 RTTI·RAII(9)에서 본 패턴 그대로. 스코프를 벗어날 때 자동으로 unlock되므로 예외가 던져져도 unlock 누락이 없습니다. C++ 멀티스레드 코드에서 raw lock()/unlock()을 직접 부르는 건 거의 항상 안티 패턴입니다.

scoped_lock(C++17)은 여러 mutex를 deadlock-free로 동시 잠금:

void Transfer(Account& a, Account& b, int amount) {
    std::scoped_lock lock(a.mtx, b.mtx);   // deadlock-free 동시 락
    a.balance -= amount;
    b.balance += amount;
}

std::scoped_lock은 내부적으로 두 락을 try-lock + 백오프 알고리즘으로 잡아서 deadlock을 회피합니다 (deadlock 4조건의 “순환 대기”를 구조적으로 차단).

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5. 동기화 객체 카탈로그 — Mutex·Semaphore·Critical Section·SRWLock·Event·Condition Variable

5.1 Mutex (배타적 락)

가장 기본. 한 스레드만 잡을 수 있는 배타적 락.

종류	API	특징
std::mutex	C++11 표준	RAII 래퍼와 함께. 재진입 불가
std::recursive_mutex	C++11	같은 스레드가 여러 번 재잠금 가능. 보통 설계 결함 신호
std::timed_mutex	C++11	try_lock_for / try_lock_until 지원
Windows CRITICAL_SECTION	Win32	사용자 모드 우선. 같은 프로세스 한정
Windows Mutex (커널)	CreateMutex	항상 커널. 이름 부여 시 프로세스 간
POSIX pthread_mutex_t	POSIX	기본·recursive·errorcheck·robust 종류

std::mutex mtx;
{
    std::lock_guard<std::mutex> lock(mtx);
    // critical section
}  // 자동 unlock

5.2 Semaphore (카운팅 락)

N개 동시 접근 허용. 카운터가 음수가 되면 wait, 양수면 진행.

// C++20부터 표준
std::counting_semaphore<10> sem(3);   // 최대 10, 초기 3
// 또는 std::binary_semaphore (0/1만 가능, mutex와 비슷)

sem.acquire();   // 카운터 -1, 0 이하면 대기
// ... critical section (최대 3개 스레드 동시 진입)
sem.release();   // 카운터 +1, 대기 중인 스레드 깨움

사용 사례:

• 자원 풀(connection pool): 동시 접근 N개로 제한
• 생산자-소비자: 빈 슬롯 카운터·찬 슬롯 카운터
• 쓰로틀링: 초당 N개 처리 제한

5.3 Critical Section (Windows)

Windows의 사용자 모드 우선 mutex. 같은 프로세스 안 한정이지만 매우 빠릅니다.

CRITICAL_SECTION cs;
InitializeCriticalSection(&cs);
// 또는 InitializeCriticalSectionEx로 spin count 지정
InitializeCriticalSectionAndSpinCount(&cs, 4000);

EnterCriticalSection(&cs);
// critical section
LeaveCriticalSection(&cs);

DeleteCriticalSection(&cs);

동작:

1. 락이 비어 있으면 → atomic 명령으로 즉시 잡음 (수십 ns)
2. 락이 잡혀 있으면 → spin count만큼 busy-wait
3. spin count 끝나도 안 풀리면 → 커널 진입, 컨텍스트 스위칭

Spin count는 멀티코어 환경에서 효과적입니다 — 짧게 잡혔다 풀릴 락이면 컨텍스트 스위칭(21)보다 spin이 빠릅니다.

5.4 SRWLock (Slim Reader/Writer Lock, Windows Vista+)

읽기는 다중·쓰기는 배타. std::shared_mutex의 Windows 구현 기반.

SRWLOCK srw;
InitializeSRWLock(&srw);

// 쓰기 락
AcquireSRWLockExclusive(&srw);
// ... 쓰기 critical section (한 스레드만)
ReleaseSRWLockExclusive(&srw);

// 읽기 락
AcquireSRWLockShared(&srw);
// ... 읽기 critical section (여러 스레드 동시)
ReleaseSRWLockShared(&srw);

C++ 표준 등가물:

std::shared_mutex smtx;

// 쓰기
{
    std::unique_lock<std::shared_mutex> lock(smtx);
    // ... 쓰기
}

// 읽기
{
    std::shared_lock<std::shared_mutex> lock(smtx);
    // ... 읽기
}

reader-heavy 워크로드(읽기 많고 쓰기 적음)에 적합 — 모든 reader가 동시 진행. writer starvation 위험 있음(reader가 계속 들어오면 writer가 영원히 못 잡음). 정책은 OS 구현에 따라 다름.

5.5 Event (Windows) / Condition Variable

상태 알림 용. critical section과 달리 데이터 보호가 아니라 “어떤 일이 일어났다”를 알림.

// Windows Event
HANDLE hEvent = CreateEvent(NULL, FALSE, FALSE, NULL);
// 두 번째 인자 FALSE: auto-reset (한 스레드만 깨움)
// 세 번째 인자 FALSE: 초기 상태 non-signaled

// 한 스레드: 대기
WaitForSingleObject(hEvent, INFINITE);

// 다른 스레드: 신호
SetEvent(hEvent);

C++ 표준의 condition variable은 mutex와 짝지어 씁니다.

std::mutex mtx;
std::condition_variable cv;
bool ready = false;

// 대기 측
void consumer() {
    std::unique_lock<std::mutex> lock(mtx);
    cv.wait(lock, []{ return ready; });   // ready==true 될 때까지 대기 (atomic하게 unlock+sleep)
    // ... ready 되면 깨어남, 다시 lock 잡음
}

// 신호 측
void producer() {
    {
        std::lock_guard<std::mutex> lock(mtx);
        ready = true;
    }
    cv.notify_one();   // 또는 notify_all()
}

cv.wait의 술어(predicate) 인자가 중요합니다 — spurious wakeup(가짜 깨어남) 회피용. CV는 OS의 보장 부족으로 깨어났을 때 술어를 재확인해야 합니다.

5.6 동기화 객체 비교 표

객체	동시 접근	비용 (경합 없음)	프로세스 간	사용처
std::mutex / Critical Section	1 (배타)	수십 ns	X (Critical Section)	일반 락
std::recursive_mutex	1 (같은 스레드 재진입)	수십 ns	X	재귀 호출
std::shared_mutex / SRWLock	N (read) / 1 (write)	수십 ns	X	reader-heavy
std::counting_semaphore	N (지정)	수십 ns	(구현에 따라)	자원 풀
Mutex 커널 객체 (CreateMutex)	1	1~3 μs	O (이름 부여)	IPC(22) 회귀
Semaphore 커널 객체	N	1~3 μs	O	IPC(22)
Event	- (알림)	1~3 μs	O (이름)	알림·일회성 동기화
Condition Variable	- (대기)	1~3 μs	X (보통)	조건 만족 대기

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6. Lock-free·atomic·CAS — 락 없는 동기화

6.1 왜 lock-free인가

락은 비용이 큽니다 — 경합 시 컨텍스트 스위칭(21) 발생, 데드락 위험, priority inversion. lock-free는 락 없이 동기화하는 기법으로, CPU의 atomic instruction을 이용합니다.

lock-free의 정확한 정의: 어떤 시점에서도 적어도 한 스레드는 finite step 안에 진행된다 (시스템 전체가 멈추지 않음). wait-free는 더 강함: 모든 스레드가 finite step 안에 진행된다.

단계	보장
Blocking (락 기반)	한 스레드가 멈추면 다른 스레드도 멈출 수 있음 (deadlock 가능)
Obstruction-free	다른 스레드의 간섭이 없으면 finite step에 진행
Lock-free	시스템 전체로 보면 적어도 하나는 항상 진행
Wait-free	모든 개별 스레드가 finite step에 진행 (가장 강함)

대부분의 lock-free 자료구조는 wait-free까지는 못 가고 lock-free에 머뭅니다 — wait-free가 훨씬 어려움.

6.2 atomic — 단일 명령 동기화

std::atomic<int> count{0};

// 안전 — atomic instruction
count.fetch_add(1);                  // 또는 count++
int v = count.load();                // 또는 (int)count
count.store(42);                     // 또는 count = 42

std::atomic<T>의 연산은 CPU의 단일 명령으로 끝나거나, LOCK prefix가 붙은 RMW(read-modify-write) 명령으로 끝납니다.

count.fetch_add(1)를 x86 어셈블리로:
   lock add [count], 1        ; LOCK prefix → 다른 CPU 코어가 끼어들지 못함

count++ (비 atomic)을 x86 어셈블리로:
   mov eax, [count]            ; ← 여기서 끼어들 수 있음
   inc eax
   mov [count], eax

LOCK prefix는 버스 락(bus lock) 또는 캐시 라인 락(cache line lock) 을 걸어 다른 코어가 같은 메모리에 접근하지 못하게 합니다. 비용은 수~수십 ns로 락에 비해 매우 저렴합니다.

6.3 CAS — Compare-And-Swap

lock-free의 핵심 명령. “메모리의 값이 expected면 desired로 바꾸고 true 반환, 아니면 그 메모리의 현재 값을 expected에 쓰고 false 반환”.

std::atomic<int> value{100};

int expected = 100;
int desired = 200;
bool success = value.compare_exchange_strong(expected, desired);
// value == 100이면 → 200으로 변경, success = true
// value != 100이면 → expected에 현재 value 저장, success = false

x86 어셈블리는 LOCK CMPXCHG. ARM은 LL/SC (Load-Linked/Store-Conditional).

CAS로 만든 lock-free 카운터:

std::atomic<int> count{0};

void Increment() {
    int old_val = count.load();
    while (!count.compare_exchange_weak(old_val, old_val + 1)) {
        // 실패 시 old_val에 현재 값이 들어 있음, 다시 시도
    }
}

이게 사실은 count.fetch_add(1)과 같은 일을 하지만, 임의의 연산으로 일반화 가능합니다.

// "값이 음수면 0으로 만들기" — fetch_add로는 못 함, CAS로 가능
void ClampNonNegative() {
    int old_val = value.load();
    while (old_val < 0) {
        if (value.compare_exchange_weak(old_val, 0)) break;
    }
}

6.4 weak vs strong CAS

변형	동작	사용처
compare_exchange_weak	spurious failure 허용 (실패해도 정말 같은지 모름)	루프에서 사용 — 어차피 재시도
compare_exchange_strong	진짜 비교 결과만 반환	단일 시도

weak는 ARM 같은 LL/SC 머신에서 인터럽트 등으로 spurious failure가 일어날 수 있는 명령에 매핑됩니다. 루프에서는 weak가 더 효율적입니다.

6.5 Windows Interlocked* 함수군

C++ std::atomic이 도입되기 전 Windows의 atomic API.

Windows	C++ 등가	의미
InterlockedIncrement	fetch_add(1)	+1
InterlockedDecrement	fetch_sub(1)	-1
InterlockedExchange	exchange	교환
InterlockedCompareExchange	compare_exchange_strong	CAS
InterlockedAdd	fetch_add	+N
InterlockedAnd / Or / Xor	fetch_and/or/xor	비트 연산

std::atomic의 Windows 구현은 보통 이 함수들 또는 직접 LOCK prefix 명령으로 매핑됩니다.

6.6 Lock-free 자료구조의 예 — 스택

template<typename T>
class LockFreeStack {
    struct Node { T value; Node* next; };
    std::atomic<Node*> head{nullptr};
public:
    void push(T v) {
        Node* newNode = new Node{v, nullptr};
        Node* oldHead = head.load();
        do {
            newNode->next = oldHead;
        } while (!head.compare_exchange_weak(oldHead, newNode));
        // CAS 실패 시 oldHead에 현재 head가 들어옴 → 다시 시도
    }

    bool pop(T& out) {
        Node* oldHead = head.load();
        while (oldHead && !head.compare_exchange_weak(oldHead, oldHead->next))
            ; // CAS 실패 시 재시도
        if (!oldHead) return false;
        out = oldHead->value;
        delete oldHead;   // ⚠ ABA 문제 발생 가능 — 8절 참조
        return true;
    }
};

이 단순 lock-free 스택은 ABA 문제 때문에 실전에서는 그대로 못 씁니다. tagged pointer·hazard pointer·epoch-based reclamation 같은 추가 기법이 필요합니다.

6.7 Lock-free가 정답이 아닌 이유

단점	설명
설계 매우 어려움	모든 가능한 인터리빙을 고려해야 함. 검증 도구 필요(TLA+·Spin)
debug 거의 불가능	재현 안 되는 버그. memory model 위반 시 디버거가 도와주지 못함
메모리 회수 문제	위 delete oldHead처럼 다른 스레드가 보고 있는지 알 수 없음
memory ordering 직접 지정	acquire/release를 잘못 쓰면 일관성 깨짐
CPU에 따른 비용	LOCK prefix는 cache coherence traffic을 만들어 멀티코어 확장성 저해

그래서 실무에선 고도로 검증된 라이브러리(Boost.Lockfree, folly, concurrentqueue)를 쓰지, 직접 lock-free 자료구조를 만들지 않습니다. 우리가 직접 만드는 lock-free는 거의 항상 락 기반보다 느립니다.

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7. Memory Ordering·Memory Barrier — acquire/release 페어

7.1 왜 memory ordering이 문제인가

현대 CPU는 성능을 위해 메모리 접근 순서를 재배치합니다:

• 컴파일러 재배치 — 최적화 시 명령 순서 변경
• out-of-order execution — CPU가 dependency 없는 명령을 병렬 실행
• store buffer — 쓰기가 즉시 캐시에 안 가고 store buffer에 머묾
• cache coherence delay — 한 코어의 쓰기가 다른 코어에 보이기까지 시간

// 스레드 A
data = 42;          // ① store
ready = true;       // ② store

// 스레드 B
if (ready) {        // ③ load
    use(data);      // ④ load — data 가 42 일까?
}

직관적으론 “ready가 true면 data는 42”여야 합니다. 하지만:

• 컴파일러가 ①②를 ② → ① 순서로 재배치할 수 있음
• CPU가 같은 일을 할 수 있음
• 캐시 일관성 지연으로 B가 ready=true는 봤지만 data=42는 아직 못 봄

→ B에서 use(data)가 42가 아닌 다른 값(예: 0)을 볼 수 있음.

7.2 C++ memory_order 6단계

enum memory_order {
    memory_order_relaxed,   // 순서 보장 없음
    memory_order_consume,   // (deprecated 권장 — relaxed로 fallback)
    memory_order_acquire,   // load에 붙음 — 이후 접근이 앞으로 안 옴
    memory_order_release,   // store에 붙음 — 이전 접근이 뒤로 안 감
    memory_order_acq_rel,   // RMW에 붙음 — acquire+release
    memory_order_seq_cst    // 가장 강한 모델 (기본값)
};

7.3 가장 흔한 패턴 — acquire/release pair

std::atomic<bool> ready{false};
int data = 0;

// Producer 스레드
data = 42;
ready.store(true, std::memory_order_release);
//                         ^^^^^^^^^^
//   "이전의 모든 메모리 쓰기(data=42)가 이 store 이전에 완료"

// Consumer 스레드
while (!ready.load(std::memory_order_acquire))
    ;
//                         ^^^^^^^^^^
//   "이 load 이후의 모든 메모리 읽기가 이 load 이후에 시작"
use(data);   // ← 안전. 42 보장

release store → acquire load가 한 짝일 때 happens-before 관계가 성립합니다 — release 이전의 모든 쓰기가 acquire 이후의 모든 읽기에서 보입니다.

7.4 memory_order_seq_cst (sequential consistency)

기본값. 가장 강한 모델 — 모든 스레드가 모든 SC atomic 연산을 같은 순서로 봅니다.

std::atomic<int> x{0}, y{0};

// 스레드 A
x.store(1);     // SC
int r1 = y.load();

// 스레드 B
y.store(1);     // SC
int r2 = x.load();

// SC 하에서 r1=0 && r2=0 불가능
//   (둘 다 0이면 두 store가 둘 다 자기 load보다 늦은 셈, 일관된 순서 없음)
// relaxed 하에서는 r1=0 && r2=0 가능

SC는 가장 안전하지만 가장 비쌉니다 — 모든 코어에 memory fence를 brodcast해야 합니다. ARM 같은 weak memory model에선 SC가 매우 비싸고, x86은 TSO라 상대적으로 싸지만 그래도 비쌉니다.

7.5 memory_order_relaxed — 순서 보장 없음

순서는 보장 안 하고 원자성만 보장.

std::atomic<int> counter{0};

// 단순 카운터 — 순서 무관
counter.fetch_add(1, std::memory_order_relaxed);

다른 변수와의 순서 관계가 필요 없을 때만. 통계 카운터·참조 카운터(shared_ptr의 증가 부분) 등에 적합. 참조 카운터의 감소는 release-acquire여야 함 (소멸 직전 마지막 쓰기 가시성 필요).

7.6 메모리 모델 차이

아키텍처	메모리 모델	재배치 허용
x86 / x64	TSO (Total Store Order)	store→load만 재배치. 비교적 강함
ARM / ARM64	Weak	거의 모든 재배치 허용
RISC-V	Weak (RVWMO)	ARM과 비슷
POWER	Weak	매우 약함

x86에서 잘 돌던 코드가 ARM에서 race로 깨지는 경우가 흔합니다 — x86이 무의식적으로 acquire/release를 일부 보장해줬기 때문. 그래서 cross-platform 코드는 명시적 memory_order가 필수.

7.7 Memory Barrier 직접 호출

// Windows
MemoryBarrier();           // full barrier

// C++11
std::atomic_thread_fence(std::memory_order_seq_cst);   // full
std::atomic_thread_fence(std::memory_order_acquire);
std::atomic_thread_fence(std::memory_order_release);

// x86 인라인
_mm_mfence();   // full memory fence
_mm_sfence();   // store fence
_mm_lfence();   // load fence

직접 호출은 거의 안 씁니다 — atomic 연산에 memory_order를 붙이는 게 표준 방식.

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8. ABA 문제 — Lock-free의 함정

8.1 시나리오

// LockFreeStack의 pop
bool pop(T& out) {
    Node* oldHead = head.load();
    while (oldHead && !head.compare_exchange_weak(oldHead, oldHead->next))
        ;
    if (!oldHead) return false;
    out = oldHead->value;
    delete oldHead;
    return true;
}

초기: head → A → B → C → null

스레드 1: oldHead = A를 load
       (CAS 직전에 스위치)

스레드 2: pop() → A 제거, head → B
스레드 2: pop() → B 제거, head → C
스레드 2: push(D)
스레드 2: free(A), 그 메모리에 new로 다시 잡혔는데 우연히 같은 주소 → push(A')
          ※ A' 라고 표기했지만 주소는 같음
          head → A' → C → null    (A'->next = C)

스레드 1 깨어남: head.compare_exchange_weak(oldHead=A, oldHead->next=B)
              CAS는 head==A로 본다 (주소가 같으므로) → 성공
              head를 B로 바꿈
              하지만 B는 이미 free된 메모리! ← 댕글링 포인터(10) 회귀

CAS는 값(주소)만 비교하지 “그 사이에 다른 일이 일어났는지”는 모릅니다. A→B→A로 돌아온 걸 알아채지 못합니다 — 이게 ABA 문제.

8.2 회피 1 — Tagged Pointer (버전 카운터)

struct TaggedPtr {
    Node* ptr;
    uintptr_t tag;   // 매 수정마다 증가
};
std::atomic<TaggedPtr> head;

// pop
TaggedPtr old = head.load();
TaggedPtr next_tagged{old.ptr->next, old.tag + 1};
head.compare_exchange_weak(old, next_tagged);

매 수정마다 tag가 1 증가하므로, A → B → A로 돌아와도 tag가 다름. CAS가 다르다고 인식.

64비트 머신에서는 포인터 + 16~32비트 tag로 double-word CAS(x86의 LOCK CMPXCHG16B)를 씁니다.

8.3 회피 2 — Hazard Pointer

각 스레드가 “지금 읽고 있는 포인터”를 hazard pointer 배열에 등록. 메모리를 회수하려면 다른 스레드의 hazard pointer를 모두 검사해서 아무도 안 보고 있는지 확인.

스레드 1: hazard[1] = A   (A를 읽을 거임)
스레드 2: A를 list에서 제거
스레드 2: free(A)? → hazard[1] = A 이므로 못 함, retire list에 넣음
스레드 1: 끝나면 hazard[1] = nullptr
스레드 2: 다음 회수 시 retire list 재검사

오버헤드는 있지만 ABA를 근본적으로 막음.

8.4 회피 3 — Epoch-based Reclamation

전역 epoch 카운터를 두고, 모든 스레드가 자기 epoch을 기록. 모든 스레드가 epoch N 이후로 진입했으면 epoch N 이전에 retire된 메모리는 안전하게 회수.

RCU(Read-Copy-Update, Linux 커널)가 이 원리를 사용.

8.5 회피 4 — Garbage Collection

GC가 있는 언어(Java·C#)는 ABA가 안 일어남 — GC가 메모리를 회수할 때 누가 보고 있는지 안다. 그래서 Java의 AtomicReference는 ABA 걱정 없이 lock-free 자료구조를 만들 수 있음.

C++은 GC가 없으니 위 세 가지 중 하나를 직접 구현해야 함 — lock-free가 어려운 진짜 이유.

8.6 면접에서 강조 포인트

• “CAS가 값만 비교하지 변화 이력은 모릅니다”
• “lock-free 자료구조는 ABA만 아니라 memory reclamation 문제까지 같이 풀어야 합니다”
• “그래서 실무에선 Boost.Lockfree나 folly 같은 검증된 라이브러리를 씁니다”

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9. Deadlock — 발생 4조건과 회피 전략

9.1 Coffman 조건 (Deadlock 4조건)

조건	의미
① Mutual Exclusion	자원을 한 번에 한 스레드만 사용
② Hold and Wait	자원을 잡은 채로 다른 자원 대기
③ No Preemption	자원을 강제로 빼앗을 수 없음
④ Circular Wait	대기 그래프에 순환 발생

네 조건이 모두 만족되어야 deadlock. 하나만 깨면 deadlock 불가.

9.2 가장 단순한 예제

std::mutex mtx_a, mtx_b;

void thread1() {
    mtx_a.lock();
    // ← 여기서 컨텍스트 스위치
    mtx_b.lock();
    // ...
    mtx_b.unlock();
    mtx_a.unlock();
}

void thread2() {
    mtx_b.lock();    // ← 컨텍스트 스위치 후 여기 실행
    // ← 여기서 컨텍스트 스위치
    mtx_a.lock();    // ← thread1이 mtx_a 잡고 있음, 대기
    // ...
}

// thread1은 mtx_b를 기다리고, thread2는 mtx_a를 기다림
// → 영원히 멈춤 (deadlock)

[thread1]                     [thread2]
mtx_a.lock() ✓
                              mtx_b.lock() ✓
mtx_b.lock() ✗ (waiting)
                              mtx_a.lock() ✗ (waiting)

                  순환 대기 그래프:
                  thread1 → mtx_b → thread2 → mtx_a → thread1

9.3 회피 전략 — 4조건 깨기

9.3.1 Lock Ordering (순환 대기 깨기)

모든 스레드가 같은 순서로 락을 잡으면 순환이 안 생김.

// 약속: 항상 mtx_a → mtx_b 순서
void thread1() {
    mtx_a.lock();
    mtx_b.lock();
    ...
}
void thread2() {
    mtx_a.lock();   // ← thread2도 mtx_a 먼저
    mtx_b.lock();
    ...
}

실무에서 가장 흔한 패턴. 락에 ID(주소)를 부여하고 ID 오름차순으로 잠금.

void Transfer(Account& a, Account& b, int amount) {
    Account* first = (&a < &b) ? &a : &b;
    Account* second = (&a < &b) ? &b : &a;
    first->mtx.lock();
    second->mtx.lock();
    a.balance -= amount;
    b.balance += amount;
    second->mtx.unlock();
    first->mtx.unlock();
}

9.3.2 std::scoped_lock / std::lock (Hold and Wait 깨기)

C++17의 std::scoped_lock은 여러 락을 deadlock-free 알고리즘으로 동시 잠금.

void Transfer(Account& a, Account& b, int amount) {
    std::scoped_lock lock(a.mtx, b.mtx);   // 내부적으로 try-lock + back-off
    a.balance -= amount;
    b.balance += amount;
}

내부 알고리즘은 보통 try-lock all then back off:

1. mtx_a.lock()
2. mtx_b.try_lock() 시도
   성공 → 끝
   실패 → mtx_a.unlock() (back off), 잠시 sleep, 다시 시도

이 방식은 순서를 고정하지 않아도 deadlock-free.

9.3.3 Timeout (No Preemption 부분 깨기)

if (mtx.try_lock_for(std::chrono::milliseconds(100))) {
    // ... 락 성공
    mtx.unlock();
} else {
    // 타임아웃 — 다른 처리
}

타임아웃이 락을 풀게 만들어 영구 대기 회피. 단점은 timeout 후 어떻게 복구할지 설계 부담.

9.3.4 Lock-free (Mutual Exclusion 자체 회피)

락 자체가 없으면 deadlock 없음. 단 lock-free 자료구조 설계 비용 큼.

9.4 Deadlock 감지

검출 도구:

• Visual Studio Concurrency Visualizer
• Intel Inspector
• ThreadSanitizer (TSan, Clang/GCC) — 동적 분석
• Helgrind (Valgrind) — Linux

이들은 잠금 순서를 추적해서 순환 대기 가능성을 경고합니다.

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10. Livelock·Starvation — Deadlock이 아닌 다른 정체

10.1 Livelock

락은 안 잡고 있지만 진행 안 됨. 두 스레드가 서로 양보하다가 영원히 reset.

// 예: 좁은 복도에서 두 사람이 마주쳐서 서로 같은 방향으로 비키는 상황
bool tryAcquireBoth() {
    if (!mtx_a.try_lock()) return false;
    if (!mtx_b.try_lock()) {
        mtx_a.unlock();   // back off
        return false;
    }
    return true;
}

void worker() {
    while (true) {
        if (tryAcquireBoth()) {
            // ... 작업
            mtx_a.unlock();
            mtx_b.unlock();
            return;
        }
        // 실패 — 즉시 재시도
    }
}

두 스레드가 동시에 시도 → 둘 다 첫 락은 잡지만 둘 다 두 번째 락 실패 → 둘 다 back off → 다시 동시에 시도… 무한 반복.

해결: random back-off. 실패 시 무작위 시간 대기 후 재시도.

if (!tryAcquireBoth()) {
    int delay = rand() % 100;
    std::this_thread::sleep_for(std::chrono::microseconds(delay));
}

Ethernet의 CSMA/CD가 같은 원리(binary exponential backoff).

10.2 Starvation (기아)

특정 스레드가 영원히 자원을 못 잡음. deadlock과 달리 다른 스레드는 진행 중.

원인:

• 우선순위 스케줄링 — 높은 우선순위 스레드가 계속 들어와 낮은 우선순위는 못 함
• SRWLock의 writer starvation — reader가 계속 들어오면 writer가 대기열에서 못 빠짐
• 불공정 락(unfair lock) — 락 release 시 임의의 대기자 선택, 같은 스레드만 계속 잡음

해결: 공정성(fairness) 정책.

// 공정 큐 — FIFO
class FairMutex {
    std::mutex mtx;
    std::condition_variable cv;
    std::queue<std::thread::id> waiters;
    bool locked = false;
public:
    void lock() {
        std::unique_lock<std::mutex> ul(mtx);
        auto id = std::this_thread::get_id();
        waiters.push(id);
        cv.wait(ul, [&]{ return !locked && waiters.front() == id; });
        locked = true;
        waiters.pop();
    }
    void unlock() {
        std::unique_lock<std::mutex> ul(mtx);
        locked = false;
        cv.notify_all();
    }
};

std::mutex는 표준이 공정성을 보장하지 않음 — 구현에 따라 다름. 공정성이 필요하면 직접 구현 또는 라이브러리 사용.

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11. Priority Inversion — Pathfinder 화성 탐사선 사례

11.1 시나리오

세 스레드가 있다고 하자:

• H (High priority): 중요한 작업
• M (Medium priority): 보통 작업
• L (Low priority): 백그라운드 작업

L이 mutex를 잡고 있는데 H가 그 mutex를 기다리는 상황:

시간 →
L: ──[락 잡고 작업]──...
H:        ──[락 대기]────────────
M:                  ──[CPU 차지, 계속 실행]──
L:                  멈춤 (M에 의해 선점)
H:                  계속 대기 (L이 락 안 풀어줌)
                    ↑
                    M이 끝날 때까지 H는 못 진행
                    낮은 우선순위 L < 중간 M 때문에 높은 우선순위 H가 정체

문제: H가 L보다 높은 우선순위인데도 M 때문에 진행 못 함.

11.2 Mars Pathfinder 사례 (1997)

NASA의 화성 탐사선 Pathfinder가 화성 도착 후 몇 시간마다 자체 재부팅하는 버그 발생. 분석 결과:

• bus management (high priority): 통신 버스 관리
• meteorological data gathering (low priority): 기상 데이터 수집
• communication (medium priority): 지구와 통신

기상 데이터 스레드가 IPC 큐의 mutex를 잡은 채로 통신 스레드(medium)에 선점됨. 그 사이 bus management(high)가 IPC mutex를 기다림. Watchdog timer가 bus management 멈춤을 감지하면 시스템 재부팅. 같은 일이 반복.

해결: Priority Inheritance 활성화 (VxWorks OS의 기능을 원격으로 켬). 이후 정상 동작.

11.3 Priority Inheritance (PI)

낮은 우선순위 스레드가 높은 우선순위 스레드의 락을 잡고 있을 때, 일시적으로 그 스레드의 우선순위를 상속.

L: ──[락 잡음, 우선순위 = L]──
H:    ──[락 대기]──
                ↑
L의 우선순위를 H로 끌어올림 (PI)
L: ──[락 잡음, 우선순위 = H]── (M이 선점 못 함)
H:                       ──[락 받음, 우선순위 = H로 복귀]──
L: 우선순위 = L로 복귀

POSIX는 pthread_mutexattr_setprotocol(PTHREAD_PRIO_INHERIT) 로 활성화. Windows의 std::mutex는 기본 PI 지원 없음.

11.4 Priority Ceiling Protocol (PCP)

PI의 대안. 각 자원에 ceiling priority(그 자원을 잡을 수 있는 가장 높은 우선순위)를 부여. 락 잡는 순간 그 스레드의 우선순위를 ceiling으로 상승. 락 해제 시 원래대로.

PI는 동적, PCP는 정적. 실시간 시스템에서 PCP 선호 — 분석이 더 쉬움.

11.5 면접에서 강조 포인트

• “Priority Inversion은 OS 스케줄러와 락이 함께 만드는 병리”
• “Pathfinder 사례는 동시성 버그가 우주 미션까지 깨뜨릴 수 있다는 교훈”
• “실시간 시스템(차량 제어, 의료 기기)에선 PI/PCP 필수”

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12. Windows API vs POSIX API 비교

12.1 Mutex

항목	Windows	POSIX
사용자 모드 우선	CRITICAL_SECTION	(없음 — pthread_mutex가 기본 빠름)
커널 (프로세스 간)	Mutex (CreateMutex)	pthread_mutex_t + PTHREAD_PROCESS_SHARED 속성
Reader/Writer	SRWLOCK (Vista+)	pthread_rwlock_t
재진입	CRITICAL_SECTION은 기본 재진입	PTHREAD_MUTEX_RECURSIVE 속성
Robust	(직접 지원 없음)	PTHREAD_MUTEX_ROBUST (소유 스레드 죽으면 다른 스레드가 회수 가능)

12.2 Semaphore / Event / Condition Variable

항목	Windows	POSIX
Semaphore	CreateSemaphore (커널)	sem_t (named/unnamed)
Event	CreateEvent	(직접 대응 없음 — condition variable로 흉내)
Condition Variable	CONDITION_VARIABLE + SleepConditionVariable*	pthread_cond_t + pthread_cond_wait/signal/broadcast
Wait API	WaitForSingleObject / WaitForMultipleObjects	sem_wait / pthread_cond_wait / poll 등 객체별

Windows의 WaitForMultipleObjects는 매우 강력 — 여러 핸들을 한 번에 대기. POSIX는 보통 select/poll/epoll을 fd 기반으로 사용.

12.3 Atomic

항목	Windows	POSIX / GCC
인크리먼트	InterlockedIncrement	__atomic_add_fetch / __sync_fetch_and_add
CAS	InterlockedCompareExchange	__atomic_compare_exchange_n
Memory Barrier	MemoryBarrier()	__atomic_thread_fence(__ATOMIC_SEQ_CST)
C++ 표준	둘 다 std::atomic<T> (C++11)	둘 다 std::atomic<T>

C++11 이후로는 둘 다 std::atomic<T>를 쓰면 됩니다 — 플랫폼 차이를 표준이 흡수.

12.4 동기화 비교 표

메커니즘	Windows	POSIX	C++ 표준
사용자 모드 mutex	CRITICAL_SECTION	pthread_mutex_t (기본)	std::mutex
R/W lock	SRWLOCK	pthread_rwlock_t	std::shared_mutex (C++17)
재귀 mutex	CRITICAL_SECTION (기본 재귀)	PTHREAD_MUTEX_RECURSIVE	std::recursive_mutex
Semaphore	CreateSemaphore	sem_t	std::counting_semaphore (C++20)
Condition Variable	CONDITION_VARIABLE	pthread_cond_t	std::condition_variable
Atomic	Interlocked*	__atomic_*	std::atomic<T>
Memory fence	MemoryBarrier()	__atomic_thread_fence	std::atomic_thread_fence
Thread create	CreateThread	pthread_create	std::thread

---

13. 비용 스펙트럼 정리 — 어느 동기화가 얼마나 비싼가

컨텍스트 스위칭(21)에서 동기화 객체 비용 스펙트럼을 일부 다뤘는데, 여기선 race 보호 관점에서 다시 정리합니다.

13.1 비용 표

메커니즘	비용 (경합 없음)	비용 (경합)	비고
std::atomic<T> load/store	1~수 ns	1~수 ns	캐시 라인 경합 시 다소 증가
atomic.fetch_add / CAS	5~20 ns	5~수십 ns	LOCK prefix
CRITICAL_SECTION / std::mutex	수십 ns	1~3 μs	경합 시 컨텍스트 스위칭(21)
SRWLOCK 읽기	수십 ns	수백 ns	reader끼리는 빠름
SRWLOCK 쓰기	수십 ns	1~3 μs	reader 모두 떠날 때까지 대기
Mutex 커널 객체	1~3 μs	1~5 μs	항상 시스템 콜
Semaphore 커널	1~3 μs	1~5 μs	동일
Event 신호+wait	1~3 μs	1~5 μs	깨우기까지 컨텍스트 스위치
Condition Variable wait+notify	1~3 μs	1~5 μs	mutex와 함께

13.2 비용 구성 분석

std::atomic CAS (수 ns):
  └ CPU LOCK prefix + 캐시 라인 락

CRITICAL_SECTION 경합 없음 (수십 ns):
  ├ atomic CAS로 락 잡기
  └ 락 풀기

CRITICAL_SECTION 경합 (1~3 μs):
  ├ spin 시도 (지정된 spin count)
  ├ 실패 시 커널 진입 (모드 스위치, 컨텍스트 스위칭(21))
  ├ 대기 큐에 추가
  ├ 다른 스레드 깨어남 (컨텍스트 스위치)
  └ 잠금 획득

Mutex 커널 객체 (1~5 μs):
  ├ 시스템 콜 진입
  ├ 커널 객체 상태 확인
  ├ 잠금 또는 대기 (대기 시 컨텍스트 스위치)
  └ 시스템 콜 리턴

13.3 경합률에 따른 선택

경합 거의 없음 (< 1%):
  → std::atomic 또는 사용자 모드 락 (CRITICAL_SECTION, std::mutex)
  → 비용 거의 0

경합 보통 (1~10%):
  → 사용자 모드 락 + spin (CRITICAL_SECTION의 spin count)
  → 짧은 critical section은 spin이 효과적

경합 심함 (> 10%):
  → 알고리즘 재검토 (락 세분화, lock striping)
  → critical section 크기 줄이기
  → lock-free 자료구조 고려

매우 짧은 critical section + 멀티코어:
  → spin lock (atomic CAS 기반)
  → 또는 lock-free

13.4 락 세분화 (Lock Striping)

큰 자료구조를 여러 락으로 나눠 경합 분산.

// 나쁜 예 — 하나의 락
class HashMap {
    std::mutex mtx;
    std::vector<Bucket> buckets;
public:
    void Insert(K k, V v) {
        std::lock_guard lock(mtx);
        buckets[hash(k) % buckets.size()].insert(k, v);
    }
};

// 좋은 예 — 버킷별 락
class HashMap {
    static constexpr size_t N = 16;
    std::array<std::mutex, N> mtxs;
    std::array<Bucket, N> buckets;
public:
    void Insert(K k, V v) {
        size_t i = hash(k) % N;
        std::lock_guard lock(mtxs[i]);   // ← 1/N로 경합 분산
        buckets[i].insert(k, v);
    }
};

Java의 ConcurrentHashMap이 lock striping의 대표 예. 부하가 N배로 분산.

---

14. 언리얼에서의 Race Condition 회피 — 스레드 분리·TaskGraph

14.1 언리얼의 철학 — 공유 자체를 줄인다

다른 게임 엔진들이 “락을 잘 거는” 방향이라면, 언리얼은 “공유를 만들지 않는” 방향을 택합니다. 컨텍스트 스위칭(21)에서 본 것처럼 스레드를 명확히 분리하고, 그 사이를 명령 큐로 연결.

GameThread     ← 게임 로직, UObject, AActor, Tick
   │
   │ ENQUEUE_RENDER_COMMAND (람다 + 데이터 복사)
   ↓
RenderThread   ← 렌더링 명령 생성, scene proxy 사용
   │
   │ RHI commands
   ↓
RHIThread      ← GPU 드라이버 호출 (D3D12/Vulkan/Metal)
   │
   ↓
GPU

GameThread만 UObject를 만집니다. RenderThread는 GameThread가 한 프레임마다 정리해 넘긴 scene proxy(불변 스냅샷)만 사용. 그러므로 두 스레드가 같은 UObject를 동시에 만지는 race는 구조적으로 차단.

14.2 ENQUEUE_RENDER_COMMAND — 명령 큐로 데이터 넘기기

// GameThread 코드
void AMyActor::UpdateMaterial(FLinearColor NewColor)
{
    FMaterialProxy* MaterialProxy = GetMaterialProxy();   // GameThread가 만든 proxy
    ENQUEUE_RENDER_COMMAND(UpdateColor)
    (
        [MaterialProxy, NewColor](FRHICommandListImmediate& RHICmdList)
        {
            // RenderThread에서 실행
            MaterialProxy->SetColor(NewColor);
        }
    );
}

람다가 캡처한 값(MaterialProxy, NewColor)이 명령 큐에 복사되어 RenderThread로 전달. GameThread는 즉시 리턴.

핵심 — 데이터를 복사해 넘김으로써 두 스레드가 같은 메모리를 만질 일이 없게 만듭니다. 공유 자체를 회피.

14.3 TaskGraph — 의존성 그래프로 동시성

큰 작업을 작은 task로 쪼개고, 의존성 그래프를 만들어 task들을 병렬 실행.

FGraphEventRef Task1 = FFunctionGraphTask::CreateAndDispatchWhenReady(
    []() { /* 독립 작업 1 */ },
    TStatId(),
    nullptr,
    ENamedThreads::AnyThread
);

FGraphEventRef Task2 = FFunctionGraphTask::CreateAndDispatchWhenReady(
    []() { /* 독립 작업 2 */ },
    TStatId(),
    nullptr,
    ENamedThreads::AnyThread
);

// Task3는 Task1, Task2가 끝나야 시작
FGraphEventArray Prereqs;
Prereqs.Add(Task1); Prereqs.Add(Task2);
FGraphEventRef Task3 = FFunctionGraphTask::CreateAndDispatchWhenReady(
    []() { /* 의존 작업 */ },
    TStatId(),
    &Prereqs,
    ENamedThreads::GameThread   // 결과 통합은 GameThread에서
);

각 task가 독립적이거나 의존성이 명시적이라 task 안에서는 락이 거의 없습니다. 결과 통합은 GameThread에서 하므로 race 차단.

14.4 FCriticalSection / FScopeLock — 필요할 때만

class FMyManager {
    TArray<FMyData> Data;
    FCriticalSection DataCS;
public:
    void Add(const FMyData& Item) {
        FScopeLock Lock(&DataCS);
        Data.Add(Item);
    }
    FMyData Get(int Index) {
        FScopeLock Lock(&DataCS);
        return Data[Index];   // 복사 반환 — 락 풀린 뒤엔 안전
    }
};

FCriticalSection은 내부적으로 Windows CRITICAL_SECTION 또는 POSIX pthread_mutex_t. FScopeLock은 std::lock_guard 동등.

언리얼 코드 전체를 grep해보면 락 사용이 놀라울 정도로 적습니다 — 보통 외부 라이브러리 호출이나 비동기 I/O 결과 통합에만 등장.

14.5 FThreadSafeCounter — atomic 카운터

class FMyClass {
    FThreadSafeCounter Counter;   // std::atomic<int32> 동등
public:
    int32 Increment() { return Counter.Increment(); }
    int32 GetValue() const { return Counter.GetValue(); }
};

내부는 InterlockedIncrement. std::atomic<int32>와 거의 같지만 언리얼의 reflection·serialization 호환성을 위해 자체 타입 제공.

14.6 TQueue<T, EQueueMode::Spsc> — Lock-free 큐

TQueue<FCommand, EQueueMode::Spsc> CommandQueue;
// Single Producer, Single Consumer

// Producer (GameThread)
CommandQueue.Enqueue(FCommand{ ... });

// Consumer (RenderThread)
FCommand Cmd;
while (CommandQueue.Dequeue(Cmd)) {
    Process(Cmd);
}

SPSC는 가장 단순한 lock-free 큐 — producer와 consumer가 각각 한 명뿐이면 atomic head/tail만으로 안전.

MPSC(Multi Producer Single Consumer)도 지원 — 여러 워커 → 메인 스레드 결과 모으기 패턴.

14.7 게임플레이 코드에서 보통 race 안 만남

게임플레이 프로그래머가 보통 마주치는 race는:

• AsyncTask 결과를 GameThread로 가져올 때 — AsyncTask(ENamedThreads::GameThread, ...) 사용
• TaskGraph로 백그라운드 작업 → 결과 통합
• Subsystem에서 worker 스레드 사용 시

대부분은 위 패턴(명령 큐·TaskGraph·proxy 복사)으로 해결되고, 직접 mutex를 만져야 하는 경우는 거의 없습니다 — 그게 언리얼의 동시성 모델 강점.

14.8 언리얼 동시성 정리 표

시나리오	메커니즘	비고
GameThread ↔ RenderThread	ENQUEUE_RENDER_COMMAND + scene proxy	명령 큐·데이터 복사
GameThread ↔ RHIThread	RenderThread 경유	직접 안 만짐
백그라운드 작업	TaskGraph / AsyncTask	의존성 그래프
비동기 결과 통합	AsyncTask(ENamedThreads::GameThread)	결과는 GameThread에서
공유 카운터	FThreadSafeCounter	atomic
공유 컨테이너	FCriticalSection + FScopeLock	드물게
Producer-Consumer	TQueue<T, EQueueMode::Spsc/Mpsc>	lock-free

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15. 꼬리질문 예상 경로

Q1. “Race Condition에 대해서 이야기 해주세요.”

Race Condition은 둘 이상의 실행 단위가 공유 자원에 동시 접근할 때, 실행 순서에 따라 결과가 달라지는 비결정적 현상입니다. 발생 조건은 네 가지 — 공유 자원이 존재하고, 둘 이상이 동시 접근하며, 그중 적어도 하나가 쓰기를 수행하고, OS가 접근 순서를 보장하지 않습니다. 이 네 조건이 모두 만족되어야 race가 일어나고, 어느 하나만 깨도 race는 사라집니다.

가장 단순한 예가 count++입니다. 이 한 줄이 CPU 명령으로는 load, increment, store 세 단계로 분해되고, 그 사이 어디서나 컨텍스트 스위칭(21)이 일어날 수 있습니다. 두 스레드가 100에서 시작해 각자 +1을 한 결과가 102가 아니라 101이 될 수 있는 게 이 race의 본질입니다.

해결의 추상 개념은 Critical Section(임계 영역) — 한 번에 한 스레드만 실행되어야 하는 코드 구간입니다. 이걸 보호하는 도구가 동기화 객체(mutex·semaphore·atomic 등)이고, 비용 순서는 atomic CAS(수 ns) < 사용자 모드 락(수십 ns~1 μs) < 커널 객체 락(1~3 μs) 순입니다. 더 나아가 lock-free 자료구조로 락 자체를 회피하기도 하지만, ABA 문제·memory reclamation 같은 추가 함정이 있어 직접 만들기 매우 어렵습니다.

Q2. “Critical Section이 무엇인가요?”

Critical Section(임계 영역)은 한 번에 한 스레드만 실행되어야 하는 코드 구간을 가리키는 추상 개념입니다. 자원이 아니라 코드 구간의 개념이라는 점이 핵심입니다. 같은 자원이라도 보호가 필요한 구간이 있고 필요 없는 구간이 있습니다.

좋은 critical section은 네 조건을 만족해야 합니다 — mutual exclusion(한 스레드만 진입), progress(비어 있으면 누군가 들어감), bounded waiting(무한 대기 없음), no starvation(모두가 결국 들어감). 이 네 가지가 Dijkstra·Hoare가 정리한 고전적 정의입니다.

실무에선 critical section의 크기를 최소화하는 게 핵심입니다 — 락 안에서 무거운 계산을 하면 다른 스레드가 모두 기다리며 lock contention(락 경합)이 폭증해 컨텍스트 스위칭(21)이 누적됩니다. 무거운 계산은 락 밖에서 하고, 락 안에서는 공유 자원 갱신만 합니다.

Windows에서는 CRITICAL_SECTION API(같은 프로세스 한정, 사용자 모드 우선)가 가장 가볍고, 커널 Mutex(CreateMutex)는 프로세스 간 공유 가능하지만 더 비쌉니다. C++ 표준에서는 std::mutex + std::lock_guard RAII 패턴이 표준입니다.

Q3. “std::mutex와 std::atomic 중 무엇을 써야 하나요?”

자료구조의 복잡도와 경합률에 따라 다릅니다.

std::atomic은 단일 값에 대한 read-modify-write가 단일 명령으로 끝날 때 적합합니다. 비용은 수 ns로 극히 저렴합니다. 카운터, 플래그, 단일 포인터(scene 갱신 신호) 같은 패턴이 전형적입니다. 단점은 복합 연산이 안 된다는 것 — count++는 atomic이지만 if (count > 10) count = 0;는 atomic이 아닙니다.

std::mutex는 복합 연산에 적합합니다. 여러 변수를 일관되게 갱신하거나, 자료구조(map·list·vector)를 수정하는 경우. 비용은 경합 없을 때 수십 ns로 atomic보다 약간 비싸지만, 경합 시 1~3 μs로 비용이 급증합니다.

선택 기준:

• 단일 값 + 단순 연산 → atomic (counter, ref count, flag)
• 복합 연산 또는 여러 변수 → mutex
• 읽기 많고 쓰기 적음 → std::shared_mutex (R/W lock)
• 매우 짧은 critical section + 멀티코어 → spin lock (atomic CAS로 직접 구현)
• 고급 — lock-free 자료구조 → 검증된 라이브러리(Boost.Lockfree)

한 가지 주의 — atomic을 너무 잘게 쓰면 오히려 느려질 수 있습니다. 매 atomic 연산이 캐시 일관성 트래픽을 발생시키므로, 코어가 많을수록 비용이 늘어납니다. 그래서 hot path의 atomic은 신중하게.

Q4. “Deadlock은 어떻게 막을 수 있나요?”

Deadlock은 Coffman 4조건(상호배제·점유와 대기·비선점·순환 대기)이 모두 만족될 때 발생합니다. 네 조건 중 하나만 깨도 deadlock은 불가능해집니다.

가장 실용적인 회피 전략은 두 가지입니다.

첫째, lock ordering(락 순서 고정) — 모든 스레드가 같은 순서로 락을 잡으면 순환 대기가 안 생깁니다. 실무에서 가장 흔한 패턴. 락에 ID(예: 객체 주소)를 부여하고 항상 ID 오름차순으로 잠급니다.

둘째, std::scoped_lock — C++17의 std::scoped_lock은 여러 mutex를 deadlock-free 알고리즘으로 동시에 잠급니다. 내부적으로 try-lock 시도 + back-off 알고리즘으로 동작합니다. 락 순서를 신경 쓰지 않아도 됩니다.

void Transfer(Account& a, Account& b, int amount) {
    std::scoped_lock lock(a.mtx, b.mtx);   // deadlock-free
    a.balance -= amount;
    b.balance += amount;
}

그 외 전략으로 timeout(try_lock_for)을 써서 일정 시간 후 포기, lock-free 자료구조로 락 자체를 회피, 그리고 정적 분석 도구(Visual Studio Concurrency Visualizer, ThreadSanitizer, Helgrind)로 deadlock 가능성 사전 감지가 있습니다.

Q5. “Lock-free와 wait-free의 차이는 무엇인가요?”

둘 다 락을 사용하지 않는 동기화 기법이지만 진행 보장 강도가 다릅니다.

Lock-free는 시스템 전체로 봤을 때 적어도 한 스레드는 finite step 안에 진행된다는 보장입니다. 한 스레드가 느려져도 다른 스레드가 막히지 않습니다. 즉 deadlock·livelock이 불가능. 그러나 개별 스레드가 starvation 당할 수는 있습니다.

Wait-free는 더 강한 보장으로 모든 개별 스레드가 finite step 안에 진행된다는 의미입니다. 어떤 스레드도 starvation 당하지 않습니다.

대부분의 실용적 lock-free 자료구조는 wait-free까지는 못 가고 lock-free에 머뭅니다 — wait-free는 설계가 훨씬 어렵고 비용도 큽니다. std::atomic의 fetch_add 같은 단일 연산은 wait-free지만, lock-free 스택의 pop은 CAS 루프라 lock-free일 뿐 wait-free는 아닙니다(다른 스레드가 계속 push하면 한 스레드의 pop이 계속 재시도될 수 있음).

진행 보장 강도 순서: blocking < obstruction-free < lock-free < wait-free.

Q6. “ABA 문제가 무엇인가요?”

ABA 문제는 lock-free 자료구조에서 CAS(Compare-And-Swap)가 변화를 놓치는 함정입니다. 값이 A에서 B로 바뀌었다가 다시 A로 돌아왔을 때, CAS는 값(주소)만 비교하므로 “변화 없음”으로 판단합니다.

가장 흔한 시나리오는 lock-free 스택의 pop입니다. 스레드 1이 head=A를 보고 CAS로 head를 A->next로 바꾸려는 사이, 스레드 2가 A를 pop하고 free한 뒤 새 노드를 push했는데 우연히 같은 주소를 받아 head가 다시 A를 가리킵니다. 스레드 1의 CAS는 head==A로 보고 성공하지만, 실제로는 free된 메모리를 가리키는 댕글링 포인터(10)가 됩니다.

회피 기법은 네 가지가 있습니다:

• Tagged Pointer — 포인터에 버전 카운터를 붙여 매 수정마다 +1. x86의 LOCK CMPXCHG16B로 double-word CAS.
• Hazard Pointer — 각 스레드가 “현재 보고 있는 포인터”를 등록. 메모리 회수 시 다른 스레드의 hazard pointer를 모두 검사.
• Epoch-based Reclamation — 전역 epoch을 추적해 모든 스레드가 다음 epoch으로 넘어간 뒤에만 메모리 회수. Linux RCU의 원리.
• Garbage Collection — Java·C#처럼 GC가 있는 언어에선 자동으로 해결.

C++은 GC가 없어 위 세 가지를 직접 구현해야 합니다. 그래서 lock-free 자료구조 설계가 매우 어렵고, 실무에서는 Boost.Lockfree나 folly 같은 검증된 라이브러리를 씁니다.

Q7. “Memory Barrier가 왜 필요한가요?”

현대 CPU와 컴파일러는 성능을 위해 메모리 접근 순서를 재배치합니다. 단일 스레드 의미는 보존하지만, 멀티스레드에서는 한 스레드의 쓰기 순서가 다른 스레드에서 다르게 보일 수 있습니다.

대표 예시:

// 스레드 A
data = 42;
ready = true;

// 스레드 B
if (ready) use(data);   // ← data가 42가 아닐 수 있음!

A의 컴파일러나 CPU가 두 쓰기를 재배치해서 ready = true가 먼저 보일 수 있고, B는 ready==true인데 data는 아직 42가 아닌 상태를 봅니다.

Memory Barrier(또는 fence) 는 이 재배치를 막는 명령입니다. C++에서는 std::atomic에 memory_order를 명시해 사용합니다 — memory_order_release는 store에 붙여 “이전 쓰기가 뒤로 안 감”, memory_order_acquire는 load에 붙여 “이후 읽기가 앞으로 안 옴”을 보장합니다.

// 안전 버전
data = 42;
ready.store(true, std::memory_order_release);

// 스레드 B
while (!ready.load(std::memory_order_acquire));
use(data);   // 42 보장

release-acquire 페어가 두 스레드 간 happens-before 관계를 만들어 release 이전의 모든 쓰기가 acquire 이후의 모든 읽기에서 보입니다.

메모리 모델은 아키텍처마다 다릅니다 — x86은 TSO라 비교적 강한 모델(store→load만 재배치)이라서 무의식적으로 작성한 코드가 x86에선 잘 돌 수 있지만, ARM은 weak해서 모든 재배치 허용 — 같은 코드가 ARM에서 race로 깨질 수 있습니다. Cross-platform 코드는 명시적 memory order가 필수.

Q8. “Priority Inversion이 무엇인가요?”

Priority Inversion은 낮은 우선순위 스레드가 잡고 있는 락을 높은 우선순위 스레드가 기다리는데, 중간 우선순위 스레드가 CPU를 차지해 낮은 우선순위 스레드가 진행 못 하는 상황입니다. 결과적으로 높은 우선순위 스레드가 중간 우선순위에 의해 정체되는 역전.

가장 유명한 사례가 1997년 NASA Pathfinder 화성 탐사선입니다. 기상 데이터 스레드(low)가 IPC 큐의 mutex를 잡고 있는 동안 통신 스레드(medium)에 선점됐고, 그 사이 bus management 스레드(high)가 IPC mutex를 기다렸습니다. Watchdog timer가 bus management 멈춤을 감지하면 시스템이 재부팅. VxWorks OS의 Priority Inheritance 기능을 원격으로 활성화하자 해결됐습니다.

해결책 두 가지:

• Priority Inheritance(PI) — 낮은 우선순위 스레드가 락을 잡은 동안, 그 락을 기다리는 가장 높은 우선순위로 일시 상승. 락 해제 시 원래 우선순위로 복귀. POSIX는 pthread_mutexattr_setprotocol(PTHREAD_PRIO_INHERIT)로 활성화.
• Priority Ceiling Protocol(PCP) — 각 자원에 최고 우선순위(ceiling)를 미리 부여. 락 잡는 순간 ceiling으로 상승. 정적이고 분석이 쉬워 실시간 시스템에 선호.

일반 데스크톱 애플리케이션에선 거의 보이지 않지만, 실시간 시스템(차량 제어, 의료 기기, 항공우주) 에서는 PI/PCP가 필수입니다.

Q9. “언리얼은 race condition을 어떻게 회피하나요?”

언리얼의 동시성 철학은 “락을 잘 거는” 게 아니라 “공유를 안 만드는” 것입니다. 컨텍스트 스위칭(21)에서 본 것처럼 스레드를 명확히 분리합니다 — GameThread(UObject·Tick), RenderThread(렌더 명령), RHIThread(GPU 드라이버 호출).

핵심 기법 셋:

첫째, 명령 큐로 데이터 전달 — ENQUEUE_RENDER_COMMAND 매크로는 GameThread에서 RenderThread로 람다를 보내는 도구입니다. 람다가 캡처한 값이 명령 큐에 복사되므로 두 스레드가 같은 메모리를 만질 일이 없습니다. 발생 4조건 중 “② 동시 접근”을 구조적으로 차단.

둘째, scene proxy 패턴 — GameThread는 UObject 자체를, RenderThread는 GameThread가 매 프레임 정리해 넘긴 불변 proxy를 사용합니다. 같은 데이터를 두 스레드가 동시에 만지는 일이 원천적으로 없습니다.

셋째, TaskGraph — 큰 작업을 task로 쪼개고 의존성 그래프를 만들어 병렬 실행. task 내부는 독립이거나 명시적 의존만 있어 락 거의 없음. 결과는 AsyncTask(ENamedThreads::GameThread)로 GameThread에서 통합.

그래도 락이 필요할 때는 FCriticalSection + FScopeLock(RAII 가드), atomic 카운터로 FThreadSafeCounter, lock-free 큐로 TQueue<T, EQueueMode::Spsc/Mpsc>를 사용합니다. 다만 언리얼 코드에서 락 사용 빈도는 놀라울 정도로 낮습니다 — 동시성 모델 자체가 race를 안 만드는 방향으로 설계됐기 때문.

Q10. “Spin Lock과 Mutex 중 무엇이 더 좋나요?”

상황에 따라 다릅니다.

Spin Lock은 락이 풀릴 때까지 busy-wait(while loop)하는 락입니다. 컨텍스트 스위칭(21) 없이 atomic CAS만으로 동기화. 락 잡힐 때까지 CPU를 쓰면서 대기.

Mutex는 락을 못 잡으면 스레드를 sleep시켜 다른 스레드에 CPU를 양보합니다. 깨어날 때 컨텍스트 스위치 발생.

비교:

조건	Spin Lock 유리	Mutex 유리
Critical section 길이	매우 짧음 (< 1 μs)	길음 (> 10 μs)
CPU 코어 수	멀티코어	단일 코어 — spin이 죽임
경합률	낮음	높음
락 잡힌 스레드가 진행 가능?	YES (다른 코어)	(sleep은 어차피 양보)

단일 코어에서 spin lock은 거의 항상 손해입니다 — 락을 잡은 스레드와 기다리는 스레드가 같은 CPU를 공유하므로, 기다리는 스레드의 spin이 락을 잡은 스레드의 진행을 방해합니다.

멀티코어에서 짧은 critical section이면 spin이 mutex보다 빠릅니다 — 컨텍스트 스위치 비용(1~3 μs)보다 spin 비용(수십 ns)이 작기 때문.

실무에서는 보통 Windows CRITICAL_SECTION의 spin count 기능을 씁니다 — 처음에는 spin을 시도하고, 일정 횟수 안에 못 잡으면 커널 진입(mutex 동작). 두 방식의 장점을 결합. InitializeCriticalSectionAndSpinCount(&cs, 4000)이 그 API.

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16. 핵심 요약 카드 (재게재)

Race Condition = 둘 이상의 스레드가 공유 자원에 동시 접근,
                  실행 순서에 따라 결과가 달라지는 비결정적 현상.

발생 4조건:
  ① 공유 자원 존재
  ② 둘 이상이 동시 접근
  ③ 적어도 하나는 쓰기 (write)
  ④ 순서를 OS가 보장하지 않음
                 ↑
  네 조건 중 하나만 깨도 race 없음
  → 비용 순: ① > ② > ③ > ④
  → 언리얼은 ②를 깸 (GameThread 단일화)
  → const 데이터는 ③을 깸
  → mutex는 ④를 깸

Critical Section = 한 번에 한 스레드만 실행되어야 하는 코드 구간
  속성: mutual exclusion / progress / bounded waiting / no starvation
  크기 최소화 — 무거운 계산은 락 밖에서

동기화 객체 비용 스펙트럼 (낮음 → 높음):
  std::atomic load/store        1~수 ns
  std::atomic CAS               5~20 ns
  CRITICAL_SECTION (no 경합)    수십 ns
  std::mutex (no 경합)          수십 ns
  SRWLOCK 읽기 (no 경합)        수십 ns
  CRITICAL_SECTION (경합)       1~3 μs (컨텍스트 스위치)
  std::mutex (경합)             1~3 μs
  Mutex 커널 객체               1~3 μs (항상 syscall)
  Semaphore / Event / CV        1~3 μs

Lock-free:
  CAS = Compare-And-Swap (LOCK CMPXCHG)
  weak vs strong (spurious failure 허용)
  ABA 문제 — A→B→A 못 알아챔
    회피: tagged pointer / hazard pointer / epoch reclamation / GC
  진행 보장: blocking < obstruction-free < lock-free < wait-free

Memory Model (명령 재배치 + 캐시 일관성):
  memory_order_relaxed   — 순서 X
  memory_order_acquire   — load에, 이후 안 앞당김
  memory_order_release   — store에, 이전 안 뒤로 미룸
  memory_order_acq_rel   — RMW
  memory_order_seq_cst   — 가장 강함 (기본)
  acquire-release 페어 → happens-before 성립
  x86 TSO (강함) vs ARM weak (barrier 필수)

병리:
  Deadlock    = 서로의 락 기다리며 멈춤
                4조건: 상호배제·점유대기·비선점·순환대기
                회피: lock ordering / std::scoped_lock / timeout
  Livelock    = 락 안 잡고 양보만 — random back-off로 해결
  Starvation  = 특정 스레드 영원히 못 잡음 — 공정성 정책
  Priority Inv = 낮은 우선순위 락을 높은 우선순위가 기다림
                해결: Priority Inheritance / PCP
                사례: NASA Pathfinder (1997)

Windows API:
  CRITICAL_SECTION      사용자 모드 우선, 같은 프로세스
  SRWLOCK               R/W 분리, 가벼움
  Mutex (CreateMutex)   커널 객체, 프로세스 간
  Semaphore / Event     커널 객체
  CONDITION_VARIABLE    조건 대기
  InterlockedExchange   atomic 함수군

POSIX API:
  pthread_mutex_t       (recursive/errorcheck/robust)
  pthread_rwlock_t      R/W
  pthread_cond_t        Condition Variable
  sem_t                 named/unnamed semaphore

언리얼 동시성:
  철학 — "공유를 안 만든다"
  GameThread (UObject) / RenderThread (proxy) / RHIThread (GPU) 분리
  ENQUEUE_RENDER_COMMAND — 명령 큐로 데이터 전달
  TaskGraph — 의존성 그래프
  FCriticalSection + FScopeLock (드묾)
  FThreadSafeCounter (atomic)
  TQueue<T, EQueueMode::Spsc/Mpsc> (lock-free)

선택 가이드:
  단일 값 + 단순 연산        → std::atomic
  복합 연산                  → std::mutex
  reader-heavy               → std::shared_mutex
  매우 짧은 CS + 멀티코어    → spin lock
  프로세스 간 공유           → 커널 Mutex / Semaphore (IPC 회귀)
  알고리즘 재설계 여지       → lock-free 라이브러리 (Boost.Lockfree)

기억할 한 줄:
  "Race는 공유·동시·쓰기·순서무보장의 산물. 락을 잘 쓰는 것보다 공유를 안 만드는 게 더 좋은 답."

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17. 회귀 다리 — 다른 CS 파일 연결

파일	연결 지점
01_runtime	공유 자원의 위치 — 힙·전역·정적 영역이 모두 race 발생 후보. 스택은 스레드별 독립이라 race 없음(20번 회귀)
03_new_vs_malloc	힙 할당자 자체가 race condition의 흔한 출처 — 멀티 스레드 환경에서 new/malloc은 내부 락 필요. 그래서 멀티스레드 할당자(tcmalloc·jemalloc)가 따로 존재
09_rtti_raii	std::lock_guard·std::unique_lock·std::scoped_lock이 RAII의 대표 적용 사례. 예외 발생해도 unlock 누락 없음
10_pointer_deepdive	댕글링 포인터가 lock-free 자료구조 ABA 문제의 핵심 — A를 free한 메모리가 다시 A 주소로 잡혀 CAS가 속음
11_smart_pointer	shared_ptr의 reference count가 atomic 사용 사례. 증가는 memory_order_relaxed, 감소는 memory_order_acq_rel 또는 seq_cst로 마지막 소멸 가시성 보장
16_stl_containers	STL 컨테이너는 thread-safe하지 않음 — 한 컨테이너에 두 스레드가 동시 쓰면 race. concurrent 컨테이너(tbb::concurrent_queue, Microsoft PPL concurrent_unordered_map 등) 별도
19_process_vs_thread	스레드가 같은 주소 공간을 공유하므로 race 발생 — 19번이 race의 토대. 프로세스는 격리되어 race 없지만 IPC(22)로 통신하면 IPC 안에서 race 발생 가능
20_stack_overflow	스택은 스레드별 독립이라 스택 변수는 race 없음. 하지만 스택 변수의 주소를 다른 스레드에 넘기면 race + use-after-free 위험
21_context_switching	race의 시간적 원인 — 컨텍스트 스위칭이 명령 단위로 임의 시점에 끼어들기 때문에 count++의 3단계 사이에서 스위치가 일어남. 동기화 객체 비용도 컨텍스트 스위칭(21)의 비용 스펙트럼과 직결
22_ipc	프로세스 간 race — 공유 메모리에서 OS가 동기화 안 해주므로 Named Mutex/Semaphore/Event(커널 객체)와 짝지어 사용. 22번 §13.5의 “공유 메모리 + Named 동기화” 패턴이 IPC 차원의 race 회피