구)홈페이지 오탈자 보기
리눅스 커널의 이해, 개정 3판

 

페이지오탈자 내용등록일
138

(38)

38페이지의 13번째 줄 

세 매개 1수의 의미는
-> 세 매개변수의 의미는
으로 수정합니다. 

2011-08-074
264

(2장 64페이지 표2-3 아래)

커널은 __KERNEL 매크로에 의해 만들어진 값을
-->
커널은 __KERNEL_CS 매크로에 의해 만들어진 값을 

2009-05-152
268

(68)

각 프로세스마다 220개의 엔트리를 포함하는

 => 

각 프로세스마다 2^20 개의 엔트리를 포함하는 

2009-02-251
268

((68))

각 프로세스마다 220개의 엔트리를 포함하는~ 내용을

각 프로세스마다  2^20으로 수정함.

2011-02-163
273

(73 페이지 맨 아래 단락, 첫 번째 항목)

램 64GB를 개별 페이지 프레임 224개로 나누고,
-->
램 64GB를 개별 페이지 프레임 2^24개로 나누고, 

2009-05-182
374

(3쇄 74페이지 첫째줄)

'32바이트(25)의 배수로'를

'32바이트(2^5)의 배수로'로 수정함.

2011-02-183
281

((p 81) 페이지 테이블 다루기 두번째줄)

PAE 기능을 사용할 때 32비트의 데이터 타입이고, 사용하지 않을 때는 64비트의 데이터 타입이다.

32 => 64
64 => 32

2007-03-061
281

(81페이지 PUD_SHIFT 설명)

PUD_SIZE 매크로는 전역 디렉토리의 엔트리..
-->
PUD_SIZE 매크로는 상위 디렉토리의 엔트리..


PUD_MASK 매크로는 오프셋과 테이블, 중간 디렉토리 및 상위 디렉토리 필드를 모두 마스크한다.
-->
PUD_MASK 매크로는 오프셋과 테이블, 중간 디렉토리 필드를 모두 마스크한다.

2009-06-022
281

(81페이지 3번째 줄)

LARGE_PAGE_SIZE는 PMD_SIZE(2PMD_SHIFT)와 동일하다.
-->
LARGE_PAGE_SIZE는 PMD_SIZE(2^PMD_SHIFT)와 동일하다.

2009-06-022
281

(81페이지 PGDIR_SHIFT 설명)

PGDIR_MASK 매크로는 오프셋과 테이블, 중간 디렉토리 필드를 모두 마스크한다.
-->
PGDIR_MASK 매크로는 오프셋과 테이블, 중간 디렉토리 및 상위 디렉토리 필드를 모두 마스크한다.

2009-06-022
281

(81페이지 중간)

PTRS_PER_PTE, PTRS_PER_PMD, PTRS_PER_PGD
-->
PTRS_PER_PTE, PTRS_PER_PMD, PTRS_PER_PUD, PTRS_PER_PGD

2009-06-032
281

((81페이지 중간))

PTRS_PER_PVD를 PTRS_PER_PUD로 수정함.

2011-02-163
282

(82페이지 중간)

pte_bad()라는 매크로는 없는데, ...
-->
pte_bad라는 매크로는 없는데, ...

2009-06-032
284

(84페이지 표 2-7 pmd_offset 설명)

페이지 중간 디렉토리에서 addr 에 해당하는 엔트리의...
-->
페이지 중간 디렉토리에서 addr에 해당하는 엔트리의...

2009-06-162
284

(84페이지 표 2-7 pte_offset_map 설명)

pte_offset_ map_nested과 pte_unmap_nested는...
-->
pte_offset_map_nested와 pte_unmap_nested는...

2009-06-172
285

(85페이지 표 2-8 pte_alloc_kernel 설명)

페이지 중간 디렉토리에서 주소 addr에 해당하는 엔트리 pmd NULL이면
-->
페이지 중간 디렉토리에서 주소 addr에 해당하는 엔트리 pmd가 NULL이면

2009-06-172
286

(86페이지 맨 아래 문단 첫번째 줄)

나중에 커널은 setup_memory_region() 함수를 실행하는데,
-->
나중에 커널은 machine_specific_memory_setup() 함수를 실행하는데,

2009-06-182
287

((87페이지, 표 2-10 내 두번째 줄])

가장 사용하기 좋은 페이지 프레임 번호
->
마지막 페이지 프레임의 번호

2007-05-251
288

(88페이지 그림 2-13)

[그림 2-13] 리눅스 2.6에서 처음 512개(2MB)의 페이지 프레임
->
[그림 2-13] 리눅스 2.6에서 처음 768개(3MB)의 페이지 프레임

2009-06-192
293

(93페이지 첫번째 줄)

zap_low_mapping 함수를 호출하여
-->
zap_low_mappings 함수를 호출하여

2009-06-182
293

(15번째 줄)

X_PAGE_OFFSET(3G)으로 매핑한다
->
X-PAGE_OFFSET(3G)으로 매핑한다

2009-06-192
294

(첫 번째 문단 끝에서 두번째 줄)

결론적으로 컴파일러는 0xffffe000-(3<<PAGE_SHIFT)값을 계산해서
-->
결론적으로 컴파일러는 0xfffff000-(3<<PAGE_SHIFT)값을 계산해서

2009-06-192
3100

(100 페이지 맨 아래 줄)

스레드 그룹에 대해서는 이  장의 후반부에서 상세히 다룬다.
->
스레드 그룹에 대해서는 이 장의 후반부에서 상세히 다룬다.

2009-09-142
3105

((p 105,106) 현재 프로세스를 구별하기)

p 105 => 사실상 thread_info......
p 106 두번째줄=> 한편 thread_info.....

thread_info => thread_union

2007-03-061
3112

((p 112) 첫번째 단락)

PID가 2,890과 29,384....

2,890 => 199

2007-03-061
3112

(112 페이지, 그림 3-5)

PID hash table 왼쪽의 숫자에서
1466 -> 1465

오른쪽 상자에서
PID 199 -> PID 2890 

2009-09-142
3116

(116 페이지 대기큐 처리 밑 5번째 줄)

init_waitqueue_head(q, p) 함수는...
-->
init_waitqueue_entry(q, p) 함수는...

2008-01-221
3118

(세 번째 문단 두 번째 줄)

예를 들어, wait_event_(wq, condition) 매크로는 
-->
예를 들어, wait_event(wq, condition) 매크로는 

2009-09-152
3119

(119 페이지 5번째 단락)

wake_up_locked 매크로는 ... 는 것을 제외하고는 wak_up과 비슷하다.
-->
wake_up_locked 매크로는 ... 는 것을 제외하고는 wake_up과 비슷하다.

2009-09-152
3120

(120 페이지 두번째 문단)

자원 제한은 프로세스 시그널 디스크립터의 current->signal → rlim 필드에 저장된다.
-->
자원 제한은 프로세스 시그널 디스크립터의 current->signal->rlim 필드에 저장된다.

2009-09-152
3124

(switch_to 매크로 아래 첫번째 문단)

이 매크로는 커널에서 가장 의존적인 하드웨어 
-->
이 매크로는 커널에서 가장 하드웨어 의존적인 

2009-09-152
3128

(128 - 129 페이지 8번 항목)

io_bitmap 필드
-->
io_bitmap_base 필드

2009-09-152
3129

(두 번째 문단)

TSS의 io_bitmap 필드는 TSS 내에서 비트맵이 저장된 위치 값을 가지고 있다. 0x8000과 0x9000이 TSS 범위를 벗어나면 사용자 모드 프로세스가 입출력 포트를 접근할 때마다 "일반 보호" 예외가 발생할 것이다.
-->
TSS의 io_bitmap_base 필드는 TSS 내에서 비트맵이 저장된 위치 값을 가지고 있어야 한다. 0x8000과 0x9000값은 TSS의 범위를 벗어나기 때문에 사용자 모드 프로세스가 입출력 포트를 접근할 때마다 "일반 보호" 예외가 발생할 것이다.

2009-09-152
3129

(다섯 번째 문단)

_switch_to()가 수행되는 동안 eax 값은 보존되어야 한다.
-->
__switch_to()가 수행되는 동안 eax 값은 보존되어야 한다.

2009-09-152
3132

(중간 제목)

FUP 레지스터 로딩하기
-->
FPU 레지스터 로딩하기

2009-09-152
3134

(ptid 항목)

새 경량 프로세스의 PID가 저장된 부모 프로세스의 사용자 모드 변수의 주소를 지정한다.
-->
새 경량 프로세스의 PID를 저장할 부모 프로세스의 사용자 모드 변수의 주소를 지정한다.

2009-09-152
3136

(첫 번째 문단)

이 함수는 다음과 같은 단계를 수행한다.
-->
이 함수는 다음과 같은 매개 변수를 받는다. 

2009-09-152
3136

(reg 항목)

사용자 모드에서 커널 모드로 전환할 때 커널 모드 스택에 저장될 범용 레지스터 값의 포인터이다.
-->
사용자 모드에서 커널 모드로 전환할 때 커널 모드 스택에 저장"된" 범용 레지스터 값의 포인터이다.

2009-09-152
3136

(do_fork 함수 2번 과정)

값이 0이 아니므로 부모 프로세스가 다른 프로세스에 의해 추적되고 있으면 do_fork() 함수는 디버거가 부모 프로세스의 CLONE_PTRACE 플래그와 상관없이 자식 프로세스를 추적하기 원하는지 확인한다.
-->
값이 0이 아니라면 부모 프로세스가 다른 프로세스에 의해 추적되고 있으므로 do_fork() 함수는 부모 프로세스가 CLONE_PTRACE 플래그를 지정했는지와 상관없이 디버거가 자식 프로세스를 추적하기 원하는지 확인한다.

2009-09-162
3138

(3.c 과정)

그리고 TI 지역 변수에 메모리 영역 주소를 저장한다.
-->
그리고 ti 지역 변수에 메모리 영역 주소를 저장한다.

2009-09-162
3138

(4번 과정)

...에 저장된 값이 사용자가 소유한 프로세스들의 현재 값 이하인지를 확인하고,
-->
...에 저장된 값이 사용자가 현재 소유한 프로세스들의 개수보다 작은지를 확인하고, 

2009-09-162
3139

(3장프로세스, 139페이지)

a. 큰 커널 락카운트(Lock Counter) task->did_exec

=>

a. 큰 커널 락카운트(Lock Counter) task->lock_depth

2009-02-191
3139

((3장프로세스, 139페이지))

139페이지의 

8번의 a항목을 

큰 커널 락카운트(Lock Counter) task->did_exec

에서  큰 커널 락카운트(Lock Counter) task->lock_depth로 수정함.

2011-02-163
4153

(3번째 문단 5번째 줄)

최근의 마더보드는 칩의 양쪽 기능을 모두 가지고 있다.
-->
최근의 마더보드는 두 가지 타입의 칩을 모두 가지고 있다. 

2009-09-242
4156

(12번 항목)

"스택 세그먼트(Stack Segment)" (폴트)
-->
"스택 세그먼트 폴트(Stack Segment Fault)" (폴트)

2009-09-242
4156

(맨 아래 주석)

... 저장할 수 없을 때에도 예외를 발생시킨다
-->
... 저장할 수 없을 때에도 이 예외를 발생시킨다

2009-09-242
4156

(19번 항목)

"SIMD 부동 소수점" (중단)
-->
"SIMD 부동 소수점 예외" (폴트)

2009-09-242
4156

(156페이지 (19번 항목))

"SIMD 부동 소수점 예외" (중단)
을 "SIMD 부동 소수점 예외" (폴트)로 수정함.

2011-02-163
4157

(표 4-1)

12번.
스택 세그먼트 --> 스택 세그먼트 폴트

19번
SIMD 부동 소수점 --> SIMD 부동 소수점 예외 

2009-09-242
4157

(3번째 문단)

기본 선형 주소와 범위(최대 길이)가 들어간다.
-->
기본 물리 주소와 범위(최대 길이)가 들어간다.

2009-09-242
4158

(158 페이지)

테스크 게이트
-->
태스크 게이트

2009-09-242
4163

(162-163 페이지)

162, 밑에서 세 번째 문단
인텔은 테스크와
-> 
인텔은 태스크와

163p. 세 번째 항목
테스크 게이트
-> 
태스크 게이트

2009-09-242
4163

(163 페이지 4번째 문단)

대부분의 예외 핸들러를 테스크 게이트를 통해 실행한다.
-->
이중 폴트 예외 핸들러를 태스크 게이트를 통해 실행한다. 

2009-09-242
5206

(206 페이지 커널 선점 아래 첫번째 항목)

하지만 커널 모드에서 동작중인 프로세스가 프로세스 전환을 유도하는 비동기적 사건(예를 들어 우 선순위가 높은 프로세스를 깨우는 인터럽트 핸들러)에 반응하는 방식은 비선점형 커널과는 다르다.
-->
하지만 커널 모드에서 동작 중인 프로세스가 프로세스 전환을 유도하는 비동기적 사건(예를 들어 우선순위가 높은 프로세스를 깨우는 인터럽트 핸들러)에 반응하는 방식은 선점형 커널과 비선점형 커널에서 다르다.

2009-09-302
5207

(207 페이지 표 5-1 바로 위)

[표 5-1]에 열거된 몇 가지 간단한 매크로는 필드에서 선점 카운트를 처리한다.
-->
[표 5-1]에 열거된 몇 가지 간단한 매크로는 preempt_count 필드에서 선점 카운트를 처리한다. 

2009-09-302
5208

(208 페이지 맨 아래)

많은 CPU가 같은 시각에 커널 코드를 수행하거나
-->
많은 CPU가 동시에 커널 코드를 수행할 수 있기 때문에 

2009-09-302
5210

(CPU당 변수 아래 3번째 문단)

만 이것은 두 CPU 이상에 걸쳐있는 자료가 논리적으로 나뉘어 질수 있는 특별한 경우에만 CPU당 변수가 사용될 수 있음을 의미한다.
-->
하지만 이것은 데이터를 시스템 상의 각 CPU 마다 논리적으로 분리할 수 있는 특별한 경우에만 CPU당 변수가 사용될 수 있음을 의미한다. 

2009-09-302
5210

(210 페이지 CPU당 변수 아래 4번째 문단)

그래서 CPU당 배열에 동시에 접근하는 것은 캐시라인 스누핑이나 무효값을 초래하는데, 이것은 시스템 능률을 떨어뜨린다.
-->
그래서 CPU당 배열에 동시에 접근하는 것은 시스템 능률을 떨어뜨릴 수 있는 캐시라인 스누핑이나 무효화를 초래하지 않는다.

2009-09-302
5211

(원자적인 연산 아래 2번째 문단)

먼저 두 CPU는 동일한 메모리 위치를 읽으려고 시도하면
-->
먼저 두 CPU가 동일한 메모리 위치를 읽으려고 시도하면

2009-10-012
5211

(원자적인 연산 아래 2번째 문단)

다음으로 두 CPU 모두 똑같은 값을 해당 메모리 위치에 사용한다.
-->
다음으로 두 CPU 모두 똑같은 값을 해당 메모리 위치에 기록하려고 한다.

2009-10-012
5214

(214 페이지 맨 아래 문단)

스택의 맨 위에 있는 메모리 위치에 0을 추가한다.
-->
스택의 맨 위에 있는 메모리 위치의 값에 0을 더한다. 

2009-10-012
5216

(표 5-7 제목)

스핀 락 함수
-->
스핀 락 매크로 

2009-10-042
5`216

(216쪽 (표 5-7 제목))

표 5-7의 제목을 

'스핀 락 함수'에서 '스핀 락 매크로'로 수정함

2011-02-163
5217

(2번째 줄)

스핀락
-->
스핀 락 

2009-10-042
5217

(1번 항목)

preempt_disable() 함수를 호출한다.
-->
preempt_disable() 매크로를 호출한다. 

2009-10-042
5217

(217 페이지 4번 항목)

preempt_enable() 함수를 호출한다.
-->
preempt_enable() 매크로를 호출한다. 

2009-10-052
5217

(6번 항목)

cpu_relax() 매크로는 정지 어셈블리어 명령어로 바뀐다.
-->
cpu_relax() 매크로는 pause 어셈블리어 명령어로 바뀐다.

===========================

정지 명령어는 80x86 프로세서의 이전 모델과 호환을 유지한다.
-->
pause 명령어는 80x86 프로세서의 이전 모델과 호환을 유지한다. 

2009-10-052
5218

(주석 3))

대부분의 경우(스핀 락이 자유롭다)
-->
대부분의 경우(스핀 락이 열려 있다) 

2009-10-062
5218

(2번째 문단 2번째 줄)

테스트는 기호 플래그에 대해 실시한다.
-->
테스트는 부호 플래그에 대해 실시한다. 

2009-10-062
5218

(218 페이지 4번째 문단)

그리고 preempt_enable() 함수를 호출한다(커널 선점이 지원되지 않는다면 함수는 아무것도 하지 않는다).
-->
그리고 preempt_enable() 매크로를 호출한다(커널 선점이 지원되지 않는다면 매크로는 아무것도 하지 않는다). 

2009-10-062
5219

(맨아래 문단)

spin_lock() 함수와 같은 역할을 한다.
-->
spin_lock() 매크로와 같은 역할을 한다. 

2009-10-062
5220

(220 페이지 1번째 문단)

락 필드(읽기/쓰기 락 카운트)는 원자적인 작업에 의해 접근된다. 하지만 전체 함수는 카운트에 대해 원자적으로 동작하지 않는다. 예를 들어 if 문으로 카운터 값을 테스트 한 후 1을 반환하기 전에 카운트 값이 바뀔 수 있다.
-->
lock 필드(읽기/쓰기 락 카운터)는 원자적인 작업에 의해 접근된다. 하지만 전체 함수는 카운터에 대해 원자적으로 동작하지 않는다. 예를 들어 if 문으로 카운터 값을 테스트 한 후 1을 반환하기 전에 카운터 값이 바뀔 수 있다.

2009-10-062
5220

(1번째 문단)

사실 함수는 값을 줄이기 전에 카운터가 0이나 음수가 아니면 1을 반환한다.
-->
사실 함수는 값을 줄이기 전에 카운터가 0이 아니거나 음수인 경우에만 1을 반환한다. 

2009-10-062
5220

(마지막 줄)

이후 매크로는 preempt_enable() 함수를 호출한다.
-->
이후 매크로는 preempt_enable() 매크로를 호출한다. 

2009-10-062
5220

(220 (1번째 문단))

'사실 함수는 값을 줄이기 전에 카운터가 0이나 음수가 아니면 1을 반환한다.'를

'사실 함수는 갑을 줄이기 전에 카운터가 0이 아니거나 음수인 경우에만 1을 반환한다'
로 수정함.

2011-02-163
5221

(seqlocks 아래)

비슷한 쓰기 경로는 읽기 경로가 끝낼 때까지 기다려야 한다.
-->
마찬가지로 쓰기 경로는 읽기 경로가 끝날 때까지 기다려야 한다. 

2009-10-062
5221

(맨 아래 문단)

리눅스 2.6에서 소개된 Seqlocks는
-->
리눅스 2.6에 추가된 seqlock은 

2009-10-062
5222

(222 페이지 2번째 문단)

첫 번째 함수는 seqlock_t 자료 구조에서 스핀 락을 획득하고 순서 카운터를 1 감소시키며, 두 번째 함수는 순서 카운터를 1 증가시키고 스핀 락을 해지시킨다.
-->
첫 번째 함수는 seqlock_t 자료 구조에서 스핀 락을 획득하고 순서 카운터를 1 증가시키며, 두 번째 함수는 순서 카운터를 다시 1 증가시키고 스핀 락을 해지시킨다.

2009-10-062
5223

(3번째 문단 1번 항목)

포인터에 의해 동적으로 할당되고 참조되는 유일한 자료 구조는 RCU에 의해 보호될 수 있다.
-->
오직 동적으로 할당되고 포인터를 통해 참조하는 자료 구조 만이 RCU에 의해 보호될 수 있다. 

2009-10-152
5224

(2번째 문단 1번째 줄)

콜백 함수를 위한 CPU 리스트에 디스크립터를 추가한다.
-->
콜백 함수를 위한 CPU당 리스트에 디스크립터를 추가한다. 

2009-10-152
5227

(2번째 문단)

하지만 한 CPU에서 동작중인 프로세스들이 세마포어 자료 구조에서 다른 CPU를 위한 필드들을 수정하는 것을 막기 위해 __down() 함수는 대기 큐 스핀 락을 사용한다.
-->
하지만 __down() 함수는 semaphore 자료 구조의 다른 필드들을 보호하기 위해서도 대기 큐 스핀 락을 사용한다. 따라서 다른 CPU에서 실행 중인 어떤 프로세스도 이 필드들을 읽거나 변경할 수 없다. 

2009-10-152
5227

(2번째 문단)

__down() 함수는 끝까지 대기 큐 함수의 "_locked" 버전을 사용하는데
-->
이 때문에 __down() 함수는 대기 큐 함수의 "_locked" 버전을 사용하는데

2009-10-152
5231

(4번째 문단)

local_irq_save와 loca_irq_restore 매크로에 의해 각각 이루어진다.
-->
local_irq_save와 local_irq_restore 매크로에 의해 각각 이루어진다. 

2009-10-182
5232

(3번째 문단)

local_bh_disable 매크로는 지역 CPU의 소프트 IRQ에 1을 더하고, local_bh_enable 매크로는 1 뺀다.
-->
local_bh_disable 매크로는 지역 CPU의 소프트 IRQ 카운터에 1을 더하고, local_bh_enable 매크로는 1을 뺀다.

2009-10-182
5232

(5번째 문단 1번 항목)

하드 IRQ 카운터와 소프트 IRQ를 검사한다.
-->
하드 IRQ 카운터와 소프트 IRQ 카운터를 검사한다. 

2009-10-182
5232

(232 페이지 5번째 문단 2번 항목)

(이장 앞에 나온 "커널 선점" 참고)
-->
(이 장 앞에 나온 "커널 선점" 참고) 

2009-10-182
5233

(233 페이지 2번째 문단 2번째 항목)

(9장의 "시스템 콜 핸들러와 서비스 루틴" 참고)
-->
(10장의 "시스템 콜 핸들러와 서비스 루틴" 참고) 

2009-10-182
5234

(3번째 문단)

같은 CPU에서 실행중인 다른 프로세스가 세마포우를 획득하려고 시도할수 있다.
-->
같은 CPU에서 실행 중인 다른 프로세스가 세마포어를 획득하려고 시도할 수 있다.

2009-10-182
5239

(밑에서 2번째 문단)

대형 커널 락을 가진 프로세스가 선점 당할 때 임계 영역에서 코드를 수행하는 프로세스가 자발적으로 프로세스 전환을 하지 않기 때문에 schedule() 함수가 세마포어를 풀어준다.
-->
대형 커널 락을 가진 프로세스가 선점된다면 임계 영역에서 코드를 수행하는 프로세스가 자발적으로 프로세스 전환을 한 것이 아니기 때문에 schedule() 함수가 세마포어를 해지시켜서는 안 된다. 

2009-10-182
6243

(243 페이지 3번째 문단)

(뒤에 나오는 "time(), ftime(), gettimeofday() 시스템 콜과 지연 함수"을 참고)
-->
(뒤에 나오는 "time(), ftime(), gettimeofday() 시스템 콜과 지연 함수" 참고) 

2009-10-192
6244

(244 페이지 실시간 시계 4번째 문단)

'Clock' 유닉스 시스템 프로그램을 실행하여 
-->
'clock' 유닉스 시스템 프로그램을 실행하여

2009-10-192
6245

(4번째 문단)

PC에서 tick_sec는 999,848나노초로 초기화된다.
-->
PC에서 tick_nsec는 999,848나노초로 초기화된다. 

2009-10-192
6245

(주석 1)

나누기 연산으로 상위 비트를 날리는 것을 막기 위해
-->
정수 나누기 연산으로 유효 숫자를 잃어버리지 않기 위해 

2009-10-192
6246

(CPU 지역 타이머 2번째 문단)

한 번 또는 정기적으로 타이머를 발생시킬 수 있는 장치이다.
-->
한 번 또는 정기적으로 인터럽트를 발생시킬 수 있는 장치이다. 

2009-10-202
6246

(CPU 지역 타이머 3번째 문단 2번째 항목)

지역 API 타이머는
-->
지역 APIC 타이머는 

2009-10-202
6246

(CPU 지역 타이머 3번째 문단 3번째 항목)

그리고 1번 또는 2, 4, 8, 16, 32, 64, 128번 버스의 클록 시그널마다
-->
그리고 1, 2, 4, 8, 16, 32, 64, 128번째 버스 클록 시그널마다 

2009-10-202
6247

(247 페이지 고정밀 사건 타이머 1번째 문단)

고정밀 사건 타이머는 인텔과 마이크로소프트과
-->
고정밀 사건 타이머는 인텔과 마이크로소프트가 

2009-10-202
6247

(247 페이지 고정밀 사건 타이머 2번째 문단)

일치하면 하드웨어 인터럽트를 증가시킨다.
-->
일치하면 하드웨어 인터럽트를 발생시킨다. 

2009-10-202
6247

(고정밀 사건 타이머 3번째 문단)

매번 발생하는 인터럽트를 프로그램 할 수 있게 하고, HPET 레지스터를 지원하는 타이머의 인터럽트를 허용하거나 금지한다.
-->
한 번만 발생하는 인터럽트를 프로그램 할 수 있게 하고, 주기적인 인터럽트를 지원하는 타이머의 경우 주기적인 인터럽트를 허용하거나 금지할 수 있게 한다. 

2009-10-202
6247

(ACPI 전원 관리 타이머 2번째 문단)

운영체제나 BIOS가 주파수를 낮추거나 또는 배터리 전력을 아끼기 위해 전력 CPU의 전압을 동적으로 낮춘다면
-->
운영체제나 BIOS가 배터리 전력을 아끼기 위해 동적으로 CPU의 주파수 또는 전압을 낮춘다면

2009-10-202
6249

(맨 마지막 줄)

'지연' 칸을 지연 메소드가 사용하는 타이머를 나타낸다.
-->
'지연' 칸을 delay 메소드가 사용하는 타이머를 나타낸다. 

2009-10-302
6250

(아래에서 2번째 문단)

80x86 아키텍처에서 jiffies가 왜 64비트 unsigned long 정수로
-->
80x86 아키텍처에서 jiffies가 왜 64비트 unsigned long long 정수로 

2009-10-302
6257

(1.c 항목)

(이 장 뒤에 나올 "The setitimer()와 alarm() 시스템 콜" 참고)
-->
(이 장 뒤에 나올 "setitimer()와 alarm() 시스템 콜" 참고) 

2009-10-302
6260

(4번째 문단)

처음에는 현재 jiffies 값에 원하는 틱의 수를 더해서 필드를 계산하지만 필드 값은 바뀌지 않는다.
-->
이 필드는 현재 jiffies 값에 원하는 틱의 수를 더한 값으로 초기화되며 필드 값은 바뀌지 않는다.

2009-10-312
6260

(5번째 문단)

동적 타이머는 커널을 사용하고,
-->
동적 타이머는 커널에서 사용하고, 

2009-10-312
6265

(3.d.5 항목)

인수 t.data에 전달된 타이머 함수 t.function을 수행한다.
-->
인수 t.data를 전달하여 타이머 함수 t.function을 수행한다. 

2009-10-312
6265

(아래에서 3번째 문단)

jiffies와 timer_jiffies는 항상 같기 때문에
-->
jiffies와 timer_jiffies는 보통 같기 때문에 

2009-10-312
6265

(3.b 항목)

인덱스는 base->timer_jiffies 값의 적당한 비트들을 결정한다.
-->
인덱스는 base->timer_jiffies 값의 적당한 비트들을 통해 결정된다. 

2009-10-312
7279

(SCHED_OTHER 항목)

SCHED_OTHER
-->
SCHED_NORMAL 

2009-11-102
6280

(280 페이지 공식 (1))

(140-정적우선순위)x20if정적우선순위<120
(140-정적우선순위)x5 if정적우선순위>=120
-->
(140 - 정적 우선순위) x 20  if 정적 우선순위 <  120
(140 - 정적 우선순위) x 5   if 정적 우선순위 >= 120

2009-11-102
7280

(3번째 문단)

[표 7-2]는 정적인 우선순위, 기본 타임 퀀텀 값, 최고 정적인 우선순위를 가진 전통 프로세스의 해당 나이스 값, 정적 우선순위 기정치(Default), 최저 정적우선순위들을 보여준다.
-->
[표 7-2]는 정적인 우선순위와 기본 타임 퀀텀 값 및 최고 정적 우선순위, 기본 정적 우선순위, 최저 정적우선순위를 가지는 일반 프로세스에 대한 나이스 값을 보여준다.

2009-11-102
7280

(공식 2)

동적 우선순위=max(100, min(정적인 우선순위-보너스+5,139))
-->
동적 우선순위 = max(100, min(정적 우선순위 - 보너스 + 5, 139))

2009-11-102
7281

(맨 아래 문단)

공식에서 (정적인 우선순위)/4-28은 '상호 작용 델타(Interactive Delta)'라고 불린다.
-->
공식에서 (정적 우선순위)/4 - 28은 '상호 작용 증분(Interactive Delta)'라고 불린다.

2009-11-102
7281

(마지막 문단)

반대로 최적 정적인 우선순위(139)를 가진 프로세스는 보너스 값이 상호 작용 델타 6에 도달하기 위하여 11보다 항상 작기 때문에 상호 작용적이라고 여겨지지 않는다.
-->
반대로 최적 정적인 우선순위(139)를 가진 프로세스는 상호 작용 증분 6에 도달하려면 보너스 값이 11이 되어야 하는데 보너스 값은 항상 10 이하이므로 상호 작용적이라고 여겨지지 않는다.

2009-11-102
7282

(282 페이지 활성 프로세스 설명)

실행 가능한 프로세스들은 자신의 타임 퀀텀을 쓰지 않아도 실행될 수 있다.
-->
실행 가능한 프로세스들은 자신의 타임 퀀텀을 다 쓰지 않았으므로 실행될 수 있다.

2009-11-102
7284

(표 7-4 curr 필드 설명)

현재 실행 가능한 프로세스의 디스크립터 주소
-->
현재 실행 중인 프로세스의 디스크립터 주소 

2009-11-102
7284

(표 7-4 migration_queue 필드 설명)

실행 큐에서 제거될 프로세스의 migration_queue 리스트
-->
실행 큐에서 제거될 프로세스의 리스트 

2009-11-102
7285

(그림 7-1)

동작중, 만료된, 배열[0], 배열[1]
-->
active, expired, arrays[0], arrays[1]

2009-11-102
7287

(3번 항목)

아니면 프로세스는 타임 퀀텀을 모두 소비한 것이다. 하지만 대체되지는 않고 재 스케줄링을 위해
-->
아니면 프로세스는 타임 퀀텀을 모두 소비했지만 아직 대체되지 않은 것이다. 이 경우 재 스케줄링을 위해 

2009-11-112
7289

(2.f 항목)

이미 만료된 프로세의 
-->
이미 만료된 프로세스의 

2009-11-112
7290

(290 페이지 첫번째 문단)

TIMESLICE_GRANULARITY 매크로는 시스템 내 CPU의 수만큼의 값을 반환하며 그 값들은 현재 프로세스의 보너스에 비례하는 상수이다.
-->
TIMESLICE_GRANULARITY 매크로는 시스템 내 CPU의 수에 현재 프로세스의 보너스에 비례하는 상수를 곱한 값을 반환한다. 

2009-11-112
7290

(290 페이지 1번 항목)

CPU의 논리적인 수는 p->thread_info->cpu 필드에 저장된다.
-->
해당 CPU의 논리적인 번호는 p->thread_info->cpu 필드에 저장된다. 

2009-11-112
7291

(3번 항목)

p->array 필드가 NULL이면,
-->
p->array 필드가 NULL이 아니면, 

2009-11-112
7291

(2번째 문단)

이러한 과정이 수행된 후 함수는 깨어난 프로세스를 실행할 CPU에서 확인하고, 해당 CPU의 실행 큐 rq에 프로세스를 추가한다.
-->
이 단계까지 수행하고나면 함수는 깨어난 프로세스를 실행할 CPU와 프로세스를 추가할 (해당 CPU의) 실행 큐 rq를 찾은 것이다. 

2009-11-122
7291

(1 ~ 5번 항목)

* 시작 번호가 1이 아니라 5가 되어야 합니다.  

2009-11-122
7292

(3번 항목)

프로세스가 커널 스레드인지,
-->
프로세스가 커널 스레드가 아닌지, 

2009-11-122
7292

(4번 항목)

sleep_time는 프로세스의 평균 수면 시간에 더해질 것이므로(과정 6 참고) 현재 평균 수면 시간이 작을수록 빨리 일어날 것이다.
-->
sleep_time은 프로세스의 평균 수면 시간에 더해질 것이므로(과정 6 참고) 현재 평균 수면 시간이 작을수록 그 값은 급속히 커질 것이다. 

2009-11-122
7297

(5번째 문단)

다음 지역 변수는
-->
next 지역 변수는 

2009-11-142
7298

(2번째 문단)

후자의 경우 단지 그 시간의 한 인자를 더한다.
-->
후자의 경우 단지 그 시간 중 일부 만을 더한다. 

2009-11-142
7299

(4번째 문단)

mm 필드는 프로세스가 소요한 메모리 디스크립터를 가리킨다.
-->
mm 필드는 프로세스가 소유한 메모리 디스크립터를 가리킨다. 

2009-11-142
7300

(4번째 문단)

switch_to 매크로는 호출 바로 뒤에 있는 context_switch()와 schedule() 함수의 next 프로세스에 의해 곧 수행되는 것이 아니라 스케줄러가 prev를 선택하였을 때 수행된다.
-->
context_switch()와 schedule() 함수의 내용 중 switch_to 매크로 호출 이후의 명령들은 next 프로세스가 바로 실행하는 것이 아니라 나중에 스케줄러가 다시 prev 프로세스를 실행하도록 선택하였을 때 수행된다. 

2009-11-142
7302

(케줄링 도메인 아래 2번째 문단)

각 그룹은 스케쥴링
-->
각 그룹은 스케줄링

2009-11-142
7305

(5번 항목)

두 번째 스핀 락 busiest->lock spin lock을 획득한다.
-->
두 번째 스핀 락 busiest->lock을 획득한다.

2009-11-142
7305

(5번 항목)

this_rq->lock이 먼저 해제되고 CPU 인덱스를 증가시키는 것에 의해 2개의 락이 획득된다.
-->
this_rq->lock을 먼저 해제하고 CPU 인덱스 순서에 따라 2개의 락을 획득한다. 

2009-11-142
7305

(7번 항목)

move_task() 함수가
-->
move_tasks() 함수가

2009-11-142
7305

(마지막 문단)

이 플래그가 NEWLY_IDLE로 설정될 수 없다.
-->
이 플래그가 NEWLY_IDLE로 설정될 수 있다. 

2009-11-142
7305

(305 (7번 항목))

305 페이지의 

7번 항목 

'move_task() 함수가'를 'move_tasks() 함수가'로 수정함

2011-02-163
7305

(305 (마지막 문단))

305페이지의 마지막 줄 

'이 플래그가 NEWLY_IDLE로 설정될 수 없다'를
'이 플래그가 NEWLY_IDLE로 설정될 수 있다'로 수정함

2011-02-163
7306

(1번째 문단)

함수는 다음과 같은 경우들에 1을 반환한다.
-->
함수는 다음과 같은 경우를 모두 만족할 때 1을 반환한다.  
 

2009-11-142
7308

(4번째 문단)

sys_sched_getaffinity() 시스템 콜은
-->
sys_sched_getaffinity() 시스템 콜 서비스 루틴은


 * 아래 문단의 sys_sched_setaffinity()에도 동일하게 적용 

2009-11-142
7308

(5번째 문단)

프로세스가 실행 큐 rq1에서 실행 큐 r2로 이동해야 할 때는
-->
프로세스가 실행 큐 rq1에서 실행 큐 rq2로 이동해야 할 때는 

2009-11-142
8313

(표 8-1 private 필드 설명)

페이지가 사용하지 않는 것이라면 필드는 버디 시스템을 사용한다
-->
페이지가 사용하지 않는 것이라면 필드는 버디 시스템에서 사용된다 

2009-11-162
8314

(마지막 문단)

pgdate_list 변수는
-->
pgdat_list 변수는 

2009-11-162
8315

(표 8-3 node_present_pages 필드 설명)

(페이지 프레임 내)
-->
(페이지 프레임 단위)

2009-11-162
8317

(마지막 문단)

예를 들어 페이지 프레임 선형 주소의 마지막 1GB에 직접 매핑 되었다면, 그리고 ISA DMA를 위해 사용되지 않을 예정이라면
-->
예를 들어 페이지 프레임이 선형 주소의 마지막 1GB에 직접 매핑 되어야하고 ISA DMA를 위해 사용되지 않을 예정이라면

2009-11-162
5323

(3번째 문단)

따라서 커널은 __local_bh_disable을 여러 번 겹쳐서 호출할 수 있다.
-->
따라서 커널은 local_bh_disable을 여러 번 겹쳐서 호출할 수 있다. 

2009-10-182
8324

(상단 kmap() 함수 코드)

void * kmap(struct page * page)
{
    if (!PageHighMem(page))
    return page_address(page);
    return kmap_high(page);
}
-->
void * kmap(struct page * page)
{
    if (!PageHighMem(page))
        return page_address(page);
    return kmap_high(page);
}

2009-11-182
8325

(상단 map_new_virtual() 함수 코드)

    if (!pkmap_count[last_pkmap_nr]) }
    unsigned long vaddr = PKMAP_BASE +
                   (last_pkmap_nr << PAGE_SHIFT);
        set_pte(&(pkmap_page_table[last_pkmap_nr]),
              mk_pte(page, __pgprot(0x63)));
    pkmap_count[last_pkmap_nr] = 1;
    set_page_address(page, (void *) vaddr);
    return vaddr;
    }
-->
    if (!pkmap_count[last_pkmap_nr]) }
        unsigned long vaddr = PKMAP_BASE +
                   (last_pkmap_nr << PAGE_SHIFT);
        set_pte(&(pkmap_page_table[last_pkmap_nr]),
                mk_pte(page, __pgprot(0x63)));
        pkmap_count[last_pkmap_nr] = 1;
        set_page_address(page, (void *) vaddr);
        return vaddr;
    }

2009-11-182
8329

(마지막 문단)

리스트의 머리뿐만 아니라 free_area 배열의 k번째 요소도 2^k 페이지들의 여유 블록의 수를 나타내는 nr_free 필드를 갖는다.
-->
free_area 배열의 k번째 요소는 (여유 블록) 리스트의 머리 뿐만 아니라, 2^k 페이지들의 여유 블록의 수를 나타내는 nr_free 필드도 포함한다. 

2009-11-182
8329

(329 페이지 1번째 문단)

나머지 768개 중 처음 512개를 512-페이지-프레임 블록 리스트에, 남은 페이지 프레임 256개를 여유 256-페이지 프레임 블록의 리스트에 넣는다.
-->
나머지 768개 중 마지막 512개를 여유 512-페이지-프레임 블록 리스트에, 남은 페이지 프레임 256개를 여유 256-페이지 프레임 블록 리스트에 넣는다.

2009-11-182
8330

(첫 번째 문단)

마침내 2^k 여유 페이지 블록 내 첫 번째 페이지의 디스크립터인 private 필드는 블록의 지수, 즉 숫자 k를 저장한다.
-->
마지막으로 2^k 여유 페이지 블록 내 첫 번째 페이지 디스크립터의 private 필드는 블록의 지수, 즉 숫자 k를 저장한다. 

2009-11-182
8330

(첫 번째 문단)

필드 덕에 페이지 블록이 해지될 때 커널은 블록의 버디(Buddy, 바로 옆 블록)도 해지되어야 하는지를 판단하고, 해지되어야 한다면 두 블록을 한 개의 2^k+1 페이지 블록으로 합친다.
-->
이 필드 덕에 페이지 블록이 해지될 때 커널은 블록의 버디(Buddy, 바로 옆 블록)도 여유 블록인지 판단할 수 있고, 여유 블록이라면 두 블록을 한 개의 2^k+1 페이지 블록으로 합친다.  
 

2009-11-182
8330

(마지막 문단)

뒷부분의 2^h 페이지 프레임을 할당하고 앞부분의 2^k-2^h 페이지 프레임을 h부터 k 사이의 인덱스에 있는 free_area 리스트에 할당한다.
-->
앞부분의 2^h 페이지 프레임을 할당하고 뒷부분의 2^k-2^h 페이지 프레임을 h부터 k 사이의 인덱스에 있는 free_area 리스트에 할당한다.

2009-11-182
8331

(블록 해지 첫번째 문단)

__free_pages_ok() 함수는
-->
__free_pages_bulk() 함수는 

2009-11-182
8331

(블록 해지 3번째 문단)

__rmqueue() 함수는
-->
이 함수는 

2009-11-182
8333

(CPU별 페이지 프레임 캐시 첫번째 문단)

이 장 뒤에 나오는 것처럼 커널은 자주 한 묶음의 페이지 프레임을 요청하고 해지시킨다.
-->
이 장 뒤에 나오는 것처럼 커널은 자주 하나의 페이지 프레임을 요청하고 해지시킨다. 

2009-11-182
8333

(CPU별 페이지 프레임 캐시 첫번째 문단)

각 CPU별 캐시는 지역 CPU가 발생시키는 한 번의 메모리 요청으로 미리 할당된 여러 페이지 프레임을 포함한다.
-->
각 CPU별 캐시는 지역 CPU가 발생시키는 한 페이지 크기의 요청을 처리하기 위해 미리 할당된 여러 페이지 프레임을 포함한다. 

2009-11-182
8334

(2번째 문단)

한 묶음의 페이지 프레임 요청을 처리하기 위해
-->
한 페이지 프레임 요청을 처리하기 위해 

2009-11-182
8337

(4번 과정)

PF_MEMDIE 플래그가 설정된다)
-->
TIF_MEMDIE 플래그가 설정된다)

2009-11-182
8337

(4번 과정)

메모리 부족에 대비한 페이지 예약을 채울 수 있는 유일한 경우이다.
-->
메모리 부족에 대비한 페이지 예약분을 사용할 수 있는 유일한 경우이다. 

2009-11-182
8337

(4번 과정)

이런 경우 메모리 요청을 한 커널 제어 경로는 결국 페이지 프레임들을 해지시키는 노력을 함으로써 요청했던 것을 얻어야 한다.
-->
사실, 이런 경우 메모리 요청을 한 커널 제어 경로는 최종적으로 페이지 프레임들을 해지시키려고 하는 중이므로, 가능하다면 요청한 것을 얻을 수 있어야 한다. 

2009-11-182
8337

(5번 과정)

_gfp_mask의 _GFP_WAIT 플래그가 설정되지 않았으면
-->
gfp_mask의 __GFP_WAIT 플래그가 설정되지 않았으면 

2009-11-182
8338

(10번 과정)

__GFP_NORETRY 플래그가 0이고 메모리 할당이 붙어있는 8개의 페이지 프레임을 요구하거나
-->
__GFP_NORETRY 플래그가 설정되지 않고 메모리 할당이 8개 이하의 연속된 페이지 프레임을 요구하거나

2009-11-182
8343

(외부 슬랩 디스크립터 설명)

슬랩 외부에 cache_sizes가 가리키는
-->
슬랩 외부에 malloc_sizes가 가리키는

2009-11-182
8344

(3번째 문단 마지막 줄)

cache_sizes 테이블을 사용한다.
-->
malloc_sizes 테이블을 사용한다. 

2009-11-182
8345

(아래에서 3번째 문단)

슬랩 캐시는 SLAB_RECLAIM_ACCOUNT 플래그 설정으로 만들어지므로
-->
슬랩 캐시를 만들 때 SLAB_RECLAIM_ACCOUNT 플래그를 설정했다면 

2009-11-192
8346

(2번째 문단)

reclaim_slab 필드는 해지된 페이지만이 페이지 프레임 해지 알고리즘에 의해 사용되도록
-->
reclaim_slab 필드는 방금 해지한 페이지들을 페이지 프레임 해지 알고리즘이 알 수 있도록 

2009-11-192
8346

(5번째 문단)

이런 일이 일어나면 슬랩 할당자는 kmem_cache_grow()을 호출하여
-->
이런 일이 일어나면 슬랩 할당자는 cache_grow()를 호출하여 

2009-11-192
8346

(5번째 문단)

alloc_slabmgnt()을 호출해서 새로운 슬랩 디스크립터를 받는다.
-->
alloc_slabmgmt()를 호출해서 새로운 슬랩 디스크립터를 받는다.

2009-11-192
8346

(마지막 문단)

그래서 cache_ grow() 함수는
-->
그래서 cache_grow() 함수는 

2009-11-192
8346

(주석 8))

lru 필드는 또한 페이지 프레임 해지 알고리즘을 사용한다.
-->
lru 필드는 페이지 프레임 해지 알고리즘에서도 사용된다. 

2009-11-192
8347

(3번째 문단)

마지막으로 cache_ grow() 함수는
-->
마지막으로 cache_grow() 함수는 

2009-11-192
8347

(캐시에서 슬랩 해지하기 첫 번째 항목)

"(다음 절 "캐시에서 슬랩 해지하기" 참고)" 부분을 삭제

2009-11-192
8349

(아래에서 3번째 문단)

그렇지 않으면 객체 크기를 L1_CACHE_BYTES의 배수로 반올림 한다.
-->
그렇지 않으면 객체 크기를 L1_CACHE_BYTES의 약수로 반올림 한다. 

2009-11-192
8356

(주석 10))

kmem_cache_alloc()를 구현하는 __kmem_cache_alloc() 함수를
-->
kmem_cache_alloc()를 구현하는 __cache_alloc() 함수를 

2009-11-192
8357

(메모리 풀 2번째 문단)

메모리 풀은 앞에 나온 "예약 페이지 프레임 품"에서 설명한
-->
메모리 풀은 앞에 나온 "예약된 페이지 프레임 풀"에서 설명한

2009-11-192
8359

(그림 8-7)

연속적인 커널 매핑
-->
영구 커널 매핑 

2009-11-192
8362

(1번째 문단)

alloc_page() 함수는 영역의 각 nr_pages 마다 한 번씩 반복해서 호출되며
-->
alloc_page() 함수는 영역의 nr_pages 만큼 반복해서 호출되며 

2009-11-192
8365

(2번 과정)

페이지 디스크립터 배열 area->pages array을 검색하고
-->
페이지 디스크립터 배열 area->pages를 검색하고 

2009-11-192
8366

(366 페이지 아래에서 2번째 문단)

이렇게 해도 커널은 마스터 커널 페이지 전역 디렉토리를 뿌리로 하는 페이지 상위 디렉토리, 페이지 중간 디렉토리, 페이지 테이블을 재사용하지 않기 때문에 상관이 없다.
-->
이렇게 해도 커널은 마스터 커널 페이지 전역 디렉토리 아래의 페이지 상위 디렉토리, 페이지 중간 디렉토리, 페이지 테이블을 회수하지 않기 때문에 상관이 없다.

2009-11-192
9369

(1번째 문단)

kmem_cache _alloc()나
-->
kmem_cache_alloc()이나 

2009-11-222
9369

(3번째 문단)

커널 함수가 동적 메모리를 요청하려면 반드시 정당한 이유가 있어야 하고, 이러한 요청을 더는 뒤로 미룰 수 없어야 한다.
-->
커널 함수가 동적 메모리를 요청한다면 반드시 정당한 이유가 있는 것이고, 이러한 요청을 더는 뒤로 미룰 수 없다. 

2009-11-222
9371

(표 9-2 mm_rb 필드 타입)

struct rb_root_t
-->
struct rb_root 

2009-11-232
9375

(표 9-3 vm_mm 필드 타입)

struct mm_start *
-->
struct mm_struct * 

2009-11-232
9375

(표 9-3 vm_rb 필드 타입)

struct rb_node_t
-->
struct rb_node 

2009-11-232
9377

(메모리 지역 자료 구조 2번째 문단)

하지만 시스템 관리자는 /proc/vm/max_map_count 파일을
-->
하지만 시스템 관리자는 /proc/sys/vm/max_map_count 파일을 

2009-11-232
9379

(4번째 문단)

모든 메모리 구역 객체는 rb_node_t 타입의 vm_rb 필드에
-->
모든 메모리 구역 객체는 rb_node 타입의 vm_rb 필드에 

2009-11-232
9381

(5번째 문단)

커널이 PAE를 지원하도록 컴파일 되었다면
-->
커널이 PAE를 지원하지 않도록 컴파일 되었다면 

2009-11-232
9381

(7번째 문단)

반대로 커널이 PAE를 지원하지 않고 CPU가 NX 플래그를 가진다면
-->
반대로 커널이 PAE를 지원하고 CPU가 NX 플래그를 가진다면 

2009-11-232
9385

(2번째 문단)

전형적으로 실행 파일의 text, data, and bss 세그먼트 등이 있다
-->
전형적으로 실행 파일의 text, data, bss 세그먼트 등이 있다 

2009-11-232
9386

(1번째 문단)

__vm_unlink() 함수는
-->
__vma_unlink() 함수는 

2009-11-232
9386

(마지막 줄)

(15장 참고)
-->
(16장 참고) 

2009-11-232
9388

(첫 줄)

기본 플래그인 mm->dev_flags에서
-->
기본 플래그인 mm->def_flags에서 

2009-11-232
9388

(6번 과정)

마지막 검사는 security_vm_enough_Memory() 함수가 수행한다.
-->
마지막 검사는 security_vm_enough_memory() 함수가 수행한다. 

2009-11-232
9389

(13번 과정)

make_pages_present() 함수는 make_pages_present() 함수를 호출한다.
-->
make_pages_present() 함수는 get_user_pages() 함수를 호출한다. 

2009-11-232
9392

(11.d 과정)

메모리 구역이 익명이면 mm->anon_vma의 선두에 있는
-->
메모리 구역이 익명이면 vma->anon_vma가 가리키는 

2009-11-232
9395

(코드)

if (regs->eflags & 0x00000200)
-->
if (regs->eflags & 0x00020200) 

2009-11-232
9396

(2번째 문단 (코드))

    if (!(error_code & 0x101))
-->
    if (!(error_code & 5))

2009-11-232
9400

(아래에서 2번째 문단)

handle_mm_fault()가 0을 반환하면 프로세스에 VM_FAULT_SIGBUS, SIGBUS 시그널을 보낸다.
-->
handle_mm_fault()가 VM_FAULT_SIGBUS를 반환하면 프로세스에 SIGBUS 시그널을 보낸다. 

2009-11-242
9401

(중간 코드)

out_of_Memory:
-->
out_of_memory: 

2009-11-242
9404

(3번째 문단)

15장에 있는 "메모리 매핑의 요구 페이징"과
-->
16장에 있는 "메모리 매핑에 대한 요구 페이징"과 

2009-11-242
9404

(코드)

If (write_access) {
-->
if (write_access) { 

2009-11-242
9407

(2번째 코드 맨 아래)

kunmap_atomic(vto, KM_USER0);
-->
kunmap_atomic(vto, KM_USER1);

2009-11-242
9408

(3번째 문단)

자세한 설명은 16장을 참고하라.
-->
자세한 설명은 17장을 참고하라. 

2009-11-242
9409

(3번째 문단)

no_content 라벨이 가리키는
-->
no_context 라벨이 가리키는 

2009-11-242
10417

(10장. 417p. [그림10-1] 내부)

오른쪽 사각형의 '사용자 모드'를 '커널 모드'로 수정함.

2010-12-273
10420

("시스템 콜에서 빠져나오기" 첫번째 문단)

다음으로 시스템 콜 핸들러를 마치는 ret_from_sys_call()로 넘어간다(4장의 "ret_from_sys_call() 함수" 참고)

-->  삭제 

2009-11-252
10420

(아래에서 2번째 문단)

[표 4-15]에 열거된 TIF_POLLING_NRFLAG를 제외한
-->
[표 4-15]에 열거된 TIF_POLLING_NRFLAG와 TIF_MEMDIE를 제외한

2009-11-252
10420

(마지막 줄)

TIF_SYSCALL_TRACE 플래그가 설정되었다면 함수는 work_pending 라벨로 넘어간다.
-->
TIF_SYSCALL_TRACE 플래그가 설정되지 않았다면 함수는 work_pending 라벨로 넘어간다. 

2009-11-252
10424

("시스템 콜에서 빠져 나오기" 2번째 문단)

resume_userspace 또는 work_pending labels 라벨로 넘어간다
-->
resume_userspace 또는 work_pending 라벨로 넘어간다 

2009-11-262
10435

(중간 코드)

cmpl $-125, %eax
-->
cmpl $-129, %eax

2009-11-262
11439

(마지막 문단)

커널은(시그널을 수신한
-->
커널은 시그널을 수신한 

2009-11-272
11440

(아래에서 2번째 문단 2번째 항목)

대략 1밀초 간격으로 발생하는 타이머 인터럽트가 있으면
-->
대략 1밀리초 간격으로 발생하는 타이머 인터럽트마다 

2009-11-272
11443

(그림 11-1)

시그널 디스크립
-->
시그널 디스크립터 

2009-11-272
11448

(맨 아래 signal_pending(p) 설명)

이 함수는 프로세스 디스크립터의 sigpending 필드를 검사함으로써 간단하게 구현한다.
-->
이 함수는 프로세스의 TIF_SIGPENDING 플래그를 검사함으로써 간단하게 구현한다. 

2009-11-272
11449

(맨 위)

recalc_sigpending(t)과 reclac_sigpending()
-->
recalc_sigpending_tsk(t)와 reclac_sigpending() 

2009-11-272
11450

(450 페이지 1번 과정 첫번째 항목)

(t->ptrace의 PT_PTRACED 플래그를 지운다).
-->
(t->ptrace의 PT_PTRACED 플래그가 설정되지 않았다). 

2009-11-272
11451

(위 2번 과정)

(sigismember(&t->pending.signal,sig) returns 1).
-->
(sigismember(&t->pending.signal, sig)는 1을 반환한다). 

2009-11-272
11451

("send_signal() 함수" 첫번째 문단)

siginfo_t data 자료 구조의 주소 info
-->
siginfo_t 자료 구조의 주소 info 

2009-11-272
11451

("send_signal() 함수" 첫번째 문단)

(또는 특별한 코드인 경우 앞 절의 specific_send_sig_info()의 디스크립터를 참고),
-->
(또는 특별한 코드인 경우 앞 절의 specific_send_sig_info()의 설명을 참고), 

2009-11-272
11454

(454 페이지 8번 과정)

같은 값을 반환하는 동안에 종료한다.
-->
같은 값을 반환하며 종료한다. 

2009-11-272
11459

(3번째 문단)

현재 프로세스의 사용자 모드 스택으로 복사하는 방법을 해결한다.
-->
현재 프로세스의 사용자 모드 스택으로 복사하는 방법을 이용하여 해결한다. 

2009-11-272
11464

(표 11-11)

ERESTART_RESTARTBOLCKa
-->
ERESTART_RESTARTBLOCKa

2009-11-272
11464

(표 11-11)

ERESTARTHAND
-->
ERESTARTNOHAND 

2009-11-272
11465

(4번째 문단)

프로세스는 20 밀리 초 동안 수행을 중지하고 시그널이 10밀리 초 후에 발생하도록 nanosleep()을 호출한다고 가정하자.
-->
프로세스가 20 밀리 초 동안 수행을 중지하도록 nanosleep()을 호출하고나서 10 밀리 초 후에 시그널이 발생했다고 가정하자.

2009-11-272
11468

("시그널 동작 변경" 2번째 문단)

sigaction 타입 테이블 act이다.
-->
old_sigaction 타입 테이블 act이다. 

2009-11-272
11472

(2번째 항목)

rt_sigtimewait()
-->
rt_sigtimedwait() 

2009-11-272
12487

(표 12-4 f_maxcount 필드 설명)

(현재 231-1 로 설정된다)
-->
(현재 2^31-1 로 설정된다) 

2009-11-302
12511

(표 12-15 mnt 필드 타입)

struct vfs_mount *
-->
struct vfsmount *

2009-12-012
12512

(1.a 과정)

LAST_ROOT에 last_type 필드 값을 설정한다.
-->
last_type 필드를 LAST_ROOT로 설정한다. 

2009-12-012
12514

(g.3 과정)

nd->mnt filesystem의 루트 디렉토리이고
-->
nd->mnt 파일 시스템의 루트 디렉토리이고 

2009-12-022
12514

(h 과정)

d_hash dentry 메소드를 가진다면
-->
d_hash 디엔트리 메소드를 가진다면 

2009-12-022
12514

(j 과정)

real_lookup() 함수는 아이노드의 탐색 메소드를 수행하여
-->
real_lookup() 함수는 아이노드의 lookup 메소드를 수행하여 

2009-12-022
12515

(k 과정)

follow_ mount() 함수는
-->
follow_mount() 함수는 

2009-12-022
12515

(m 과정)

(next.dentry->d_inode가 탐색 메소드를 가진다)
-->
(next.dentry->d_inode가 lookup 메소드를 가진다) 

2009-12-022
12515

(n 과정)

nd->dentry를 next.dentry에, 그리고 nd->mnt를 next.mnt에 각각 설정하고
-->
nd->dentry를 next.dentry 값으로, 그리고 nd->mnt를 next.mnt 값으로 각각 설정하고 

2009-12-022
12515

(6번 과정)

이제 원래 경로명에서 마지막을 제외한 모든 구성 요소를 해석한다.
-->
이제 원래 경로명에서 마지막을 제외한 모든 구성 요소를 해석하였다. 

2009-12-022
12516

(17번 과정)

inode가 독자적인 탐색 메소드를 가지는지,
-->
inode가 독자적인 lookup 메소드를 가지는지, 

2009-12-022
12519

(4번 과정)

current->link_count와 current->total_link_count를
-->
current->link_count와 current->total_link_count와 nd->depth를 

2009-12-022
12519

(7번 과정)

__vfs_follow_ link() 함수를 호출한다.
-->
__vfs_follow_link() 함수를 호출한다. 

2009-12-022
12519

(9번 과정)

nd->depth 필드를 감소시킨다.
-->
current->link_count와 nd->depth 필드를 감소시킨다. 

2009-12-022
12523

(sys_read/write 1번 과정)

파일 객체의 주소 file을 얻고, 사용 카운터 file->f_count를 증가시킨다
-->
파일 객체의 주소 file을 얻는다 

2009-12-022
12523

("close() 시스템 콜" 2번 과정)

close_ on_exec 필드에서 삭제하여
-->
close_on_exec 필드에서 삭제하여 

2009-12-022
12525

(중간)

flock() 시그널 콜에 의한 방법으로...
fcntl() 시그널 콜에 의한 방법으로...
-->
flock() 시스템 콜에 의한 방법으로...
fcntl() 시스템 콜에 의한 방법으로... 

2009-12-022
12525

(아래에서 3번째 문단)

fcntl()과 the flock() 시스템 콜이
-->
fcntl()과 flock() 시스템 콜이 

2009-12-022
12526

(아래에서 2번째 문단)

모든 lock_file 자료 구조는...
lock_file 자료 구조의..
-->
모든 file_lock 자료 구조는...
file_lock 자료 구조의.. 

2009-12-022
12527

(2번째 문단)

 * 아래의 내용이 맨 뒤에 추가되어야 합니다.

fl_link 필드는 이 두 리스트 중 하나에 file_lock 자료 구조를 추가하기 위해 사용된다. 

2009-12-022
12527

("FL_LOCK 락" 제목 및 첫번째 문단)

FL_LOCK
-->
FL_FLOCK 

2009-12-022
12528

(6번 과정)

flock_ lock_file_wait() 함수를 호출하여
-->
flock_lock_file_wait() 함수를 호출하여 

2009-12-022
12530

(3번째 문단)

(F_GETBLK 명령인 경우)
-->
(F_GETLK 명령인 경우)

2009-12-022
13536

(2번째 문단)

커널은 '리소드(Resource)'을 사용하여
-->
커널은 '리소스(Resource)'를 사용하여 

2009-12-052
13538

(중간 "범용 입출력 인터페이스")

 * 앞 페이지의 "전용 입출력 인터페이스"와 마찬가지로 소제목으로 변경

2009-12-052
13544

(3번째 문단)

케이오브젝트 디렉토리는 'attributes'라는 정규 파일을 가진다.
-->
케이오브젝트 디렉토리는 속성이라고 부르는 정규 파일들을 가진다. 

2009-12-052
13556

(코드)

(foo_dev->intr= =1)
-->
(foo_dev->intr == 1)

2009-12-052
13562

(5번째 문단)

그리고 드라이버는 pci_map_single() 또는 the dma_map_single() 함수를 호출하여
-->
그리고 드라이버는 pci_map_single() 또는 dma_map_single() 함수를 호출하여 

2009-12-052
13568

(아래 6번 과정)

cdev 디스크립터의 open 필드의 내용으로
-->
cdev 디스크립터의 ops 필드의 내용으로 

2009-12-052
14573

(첫 번째 문단)

18장에서는 일부 전형적인 디스크 기반을 소개할 것이다.
-->
18장에서는 일부 전형적인 디스크 기반 파일 시스템을 소개할 것이다. 

2009-12-062
14574

(첫 번째 문단)

6개의 512 바이트 섹터로 이루어져 있다.
-->
6개의 512 바이트 섹터로 이루어져 있다고 생각한다. 

2009-12-062
14577

(표 14-1 bi_vcnt 필드 설명)

bio의 bio_vec 배열에서 세그먼트의 번호
-->
bio의 bio_vec 배열 내의 세그먼트의 수 

2009-12-062
14578

(표 14-1 bi_max_vecs 필드 설명)

bio의 bio_vecarray 내에서 세그먼트의 최대 허용 수
-->
bio의 bio_vec 배열 내에서 세그먼트의 최대 허용 수 

2009-12-062
14578

(578 페이지 아래에서 2번째 문단)

bios
-->
bio

 * 모두 2번 나옵니다. 

2009-12-062
14580

(마지막 문단)

(부팅 과정에서, 또는 제거할 매체가 드라이버에 삽입 되었을 때,
-->
(부팅 과정에서, 또는 제거 가능한 매체가 드라이브에 삽입 되었을 때,

2009-12-062
14581

(1번 과정)

bio->bi_sector가 블록 장치의 섹터 수를 초과하지 않으면
-->
bio->bi_sector가 블록 장치의 섹터 수를 초과하면 

2009-12-062
15610

(표 15-1 i_mmap_writable 필드 설명)

주소 공간 내 공유 메모리 매핑들의 번호
-->
주소 공간 내 공유 메모리 매핑들의 개수 

2009-12-072
15610

(표 15-1 private_lock 필드 설명)

일반적으로 private_list list를 관리할 때
-->
일반적으로 private_list 리스트를 관리할 때 

2009-12-072
15610

(610 (표 15-1 private_lock 필드 설명))

표 15-1의 spinlock_k를 설명하는 줄의 

'일반적으로 private_list 리tm트를 관리할 때'
'일반적으로 private_list 리스트를 관리할 때'로 수정함.

2011-02-163
15611

(표 15-2)

writepags
-->
writepages 

2009-12-072
15615

(3.a 과정)

radix_tree_preloadsd에 있는 이미 할당된 자료 구조에서 시도한다.
-->
radix_tree_preloads에 있는 이미 할당된 자료 구조에서 시도한다. 

2009-12-072
15616

(중간 4번 과정)

캐시 페이지의 the page->mapping->nrpages
-->
캐시 페이지의 page->mapping->nrpages 

2009-12-072
15622

(첫 번째 문단)

버퍼 헤드는 b_page 필드 내 버퍼 페이지 디스크립터의 주소를 저장한다.
-->
버퍼 헤드는 b_page 필드에 버퍼 페이지 디스크립터의 주소를 저장한다. 

2009-12-072
15623

(첫 번째 문단)

버퍼 헤드의 private 필드는
-->
버퍼 페이지의 (페이지 디스크립터의) private 필드는 

2009-12-072
15623

(4번 과정)

(다시 카운터는 find_or_create_page()를 증가시킨다)
-->
(다시 말하지만, 카운터는 find_or_create_page()에서 증가되었다) 

2009-12-072
15624

(마지막 문단)

블록 장치 디스크립터 주소 bdev 또는 논리 블록 번호 nr이
-->
블록 장치 디스크립터 주소 bdev와 논리 블록 번호 nr이 

2009-12-072
15626

(중간 3번 과정)

free_more_Memory() 함수를 호출하여
-->
free_more_memory() 함수를 호출하여 

2009-12-082
15630

(2번째 문단)

리눅스 2.6에서는 이 둘을 bdflush라는
-->
리눅스 2.6에서는 이 둘을 pdflush라는 

2009-12-082
15630

(중간 2번째 항목)

현재(마지막 초에) pdflush가 없다면
-->
지난 1초 동안 한가한 pdflush가 없었다면 

2009-12-082
15632

(위 3번째 항목)

free_more_Memory() 또는try_to_free_pagess() 함수를
-->
free_more_memory() 또는 try_to_free_pagess() 함수를 

2009-12-082
15633

(633 페이지 첫번째 문단)

디스크에 쓰여질 페이지의 최소수를 매개 변수로 받는다.
-->
디스크에 쓰여질 페이지의 최소수 nr_pages를 매개 변수로 받는다. 

2009-12-082
15633

(역자주)

bdflush 커널 스레드가
-->
pdflush 커널 스레드가 

2009-12-082
15634

(마지막 문단)

dirty_writeback_centisecs 수백 초 (...) 후에
-->
1/100초 단위인 dirty_writeback_centisecs (...) 후에 

2009-12-082
15635

(5번 과정)

dirty_writeback_centisecs 변수에 저장된 수백 초 후
-->
(1/100 초 단위인) dirty_writeback_centisecs 변수에 저장된 시간 후 

2009-12-082