PMM과 VMM의 page 소유권 | LK

QUESTION

PMM과 VMM의 page 소유권 단계에서 실제로 바뀌는 상태는 무엇인가?

PMM page의 owner와 VMM mapping의 owner는 같지 않을 수 있다. mapping 제거와 physical page 반환이 어느 API에서 결합되는지 확인한다.

할당된 physical page와 page-table mapping의 reference 관계가 해제 완료까지 일관되어야 한다. 이 문장을 기준으로 코드를 위에서 아래로 읽으면, 함수 이름을 외우는 대신 어느 시점에 어떤 상태를 신뢰할 수 있는지 판단할 수 있다.

STRUCTURE

객체와 주소가 놓이는 구조

그림 1. PMM과 VMM의 page 소유권에서 입력, 내부 상태, 출력의 경계

입력과 전제내부 상태외부로 공개되는 결과

01physical pages

02pmm arena lists

03arch page tables

04virtual regions

INVARIANT

할당된 physical page와 page-table mapping의 reference 관계가 해제 완료까지 일관되어야 한다.

vm_page / pmm_arena / arch_aspace를 중심에 놓고 왼쪽의 입력이 어떤 검사를 거쳐 오른쪽 결과로 공개되는지 표시했다. 실제 디버깅에서는 각 블록의 주소와 크기를 로그에 대입한다.

CALL PATH

실행 흐름

그림 2. 정상 경로의 주요 호출과 상태 전달

memory arenas

pmm_add_arena

page allocation

vmm mapping

address space

화살표는 단순 호출 순서만 뜻하지 않는다. 각 단계가 성공을 반환할 때 다음 단계가 읽을 수 있는 상태가 무엇인지 함께 확인한다. 오류 반환이 발생하면 바로 다음 화살표로 진행하지 않고 해당 단계의 정리 경로를 따라간다.

STATE LEDGER

단계별 입력과 출력

호출 순서를 함수 이름으로만 외우지 않고, 각 단계가 무엇을 받아 무엇을 공개하는지 적은 표다. 실제 소스에서 생산 필드가 다르면 표를 고치는 방식으로 사용한다.

#	단계	진입 시 신뢰할 상태	성공 뒤 남아야 할 상태	다음 소비자
01	`memory arenas`	부트 CPU의 동기 실행 문맥	physical pages	pmm_add_arena
02	`pmm_add_arena`	memory arenas 완료 상태	pmm arena lists	page allocation
03	`page allocation`	pmm_add_arena 완료 상태	arch page tables	vmm mapping
04	`vmm mapping`	page allocation 완료 상태	virtual regions	address space
05	`address space`	vmm mapping 완료 상태	virtual regions	최종 최종 부트로더 이미지 또는 다음 stage

공통 불변 조건: 할당된 physical page와 page-table mapping의 reference 관계가 해제 완료까지 일관되어야 한다. 한 단계의 출력이 다음 단계의 입력 조건을 만족하지 않으면 오류가 실제로 드러난 위치보다 앞의 생산 단계부터 조사한다.

UPSTREAM SOURCE

원본 코드

아래 코드는 LK upstream 1eb9917의 kernel/vm/pmm.c에서 38-126줄을 그대로 가져온 것이다. 설명을 위해 실제 코드를 가짜 의사 코드로 바꾸지 않았다.

commit1eb99171efae98867d4be4a5bd6479ea03f43ac9symbolstatus_t pmm_add_arena(pmm_arena_t *arena)

38    return !(page->flags & VM_PAGE_FLAG_NONFREE);
39}
40
41paddr_t vm_page_to_paddr(const vm_page_t *page) {
42    pmm_arena_t *a;
43    list_for_every_entry(&arena_list, a, pmm_arena_t, node) {
44        if (PAGE_BELONGS_TO_ARENA(page, a)) {
45            return PAGE_ADDRESS_FROM_ARENA(page, a);
46        }
47    }
48    return -1;
49}
50
51vm_page_t *paddr_to_vm_page(paddr_t addr) {
52    pmm_arena_t *a;
53    list_for_every_entry(&arena_list, a, pmm_arena_t, node) {
54        if (addr >= a->base && addr <= a->base + a->size - 1) {
55            size_t index = (addr - a->base) / PAGE_SIZE;
56            return &a->page_array[index];
57        }
58    }
59    return NULL;
60}
61
62status_t pmm_add_arena(pmm_arena_t *arena) {
63    LTRACEF("arena %p name '%s' base 0x%lx size 0x%zx\n", arena, arena->name, arena->base, arena->size);
64
65    DEBUG_ASSERT(IS_PAGE_ALIGNED(arena->base));
66    DEBUG_ASSERT(IS_PAGE_ALIGNED(arena->size));
67    DEBUG_ASSERT(arena->size > 0);
68
69    /* walk the arena list and add arena based on priority order */
70    pmm_arena_t *a;
71    list_for_every_entry(&arena_list, a, pmm_arena_t, node) {
72        if (a->priority > arena->priority) {
73            list_add_before(&a->node, &arena->node);
74            goto done_add;
75        }
76    }
77
78    /* walked off the end, add it to the end of the list */
79    list_add_tail(&arena_list, &arena->node);
80
81done_add:
82
83    /* zero out some of the structure */
84    arena->free_count = 0;
85    list_initialize(&arena->free_list);
86
87    /* allocate an array of pages to back this one */
88    size_t page_count = arena->size / PAGE_SIZE;
89    arena->page_array = boot_alloc_mem(page_count * sizeof(vm_page_t));
90
91    /* initialize all of the pages */
92    memset(arena->page_array, 0, page_count * sizeof(vm_page_t));
93
94    /* add them to the free list */
95    for (size_t i = 0; i < page_count; i++) {
96        vm_page_t *p = &arena->page_array[i];
97
98        list_add_tail(&arena->free_list, &p->node);
99
100        arena->free_count++;
101    }
102
103    return NO_ERROR;
104}
105
106size_t pmm_alloc_pages(uint count, struct list_node *list) {
107    LTRACEF("count %u\n", count);
108
109    /* list must be initialized prior to calling this */
110    DEBUG_ASSERT(list);
111
112    uint allocated = 0;
113    if (count == 0)
114        return 0;
115
116    mutex_acquire(&lock);
117
118    /* walk the arenas in order, allocating as many pages as we can from each */
119    pmm_arena_t *a;
120    list_for_every_entry(&arena_list, a, pmm_arena_t, node) {
121        while (allocated < count && a->free_count > 0) {
122            vm_page_t *page = list_remove_head_type(&a->free_list, vm_page_t, node);
123            if (!page)
124                goto done;
125
126            a->free_count--;

LINE BY LINE

38-126줄 해설

원본에 보이는 모든 줄을 순서대로 설명한다. 빈 줄도 block 경계로 남겨, 코드와 설명의 위치가 어긋나지 않게 했다.

38return !(page->flags & VM_PAGE_FLAG_NONFREE);

!(page->flags & VM_PAGE_FLAG_NONFREE)를 호출자에게 반환한다. caller가 이 값을 검사한 뒤 부분 초기화된 vm_page / pmm_arena / arch_aspace를 정리하거나 다음 단계로 진행하는지 확인한다.

39}

현재 block, initializer 또는 호출의 경계를 닫는다. 이 지점까지 획득한 resource가 성공 경로와 실패 경로에서 대칭인지 점검한다.

40(빈 줄)

}까지의 동작과 paddr_t vm_page_to_paddr(const vm_page_t *page) {에서 시작하는 동작을 나누는 빈 줄이다. 앞 블록이 만든 arch page tables 상태가 아래 블록의 입력으로 사용되는 경계다.

41paddr_t vm_page_to_paddr(const vm_page_t *page) {

vm_page_to_paddr 함수 정의가 시작된다. 입력은 const vm_page_t *page이며, 부트 CPU의 동기 실행 문맥에서 호출된다는 전제로 반환 전까지의 상태 변화를 읽는다.

42pmm_arena_t *a;

원본 42번 줄의 pmm_arena_t *a;는 앞의 paddr_t vm_page_to_paddr(const vm_page_t *page) { 결과를 받아 다음 list_for_every_entry(&arena_list, a, pmm_arena_t, node) {로 넘기는 중간 연산이다. 이 줄이 바꾸는 register·field·list link를 찾고, 변경 뒤에도 '할당된 physical page와 page-table mapping의 reference 관계가 해제 완료까지 일관되어야 한다' 조건이 유지되는지 확인한다.

43list_for_every_entry(&arena_list, a, pmm_arena_t, node) {

'list_for_every_entry(&arena_list, a, pmm_arena_t, node) {'가 목록이나 후보를 순회한다. 반복 중 vm_page / pmm_arena / arch_aspace를 제거·추가하는 호출이 있는지와 loop 종료 뒤 iterator가 유효한지 확인한다.

44if (PAGE_BELONGS_TO_ARENA(page, a)) {

PAGE_BELONGS_TO_ARENA(page, a)를 검사해 진행 여부를 가른다. 거짓 경로와 참 경로 중 어느 쪽이 '할당된 physical page와 page-table mapping의 reference 관계가 해제 완료까지 일관되어야 한다' 조건을 보존하는지 다음 return 또는 goto까지 따라간다.

45return PAGE_ADDRESS_FROM_ARENA(page, a);

PAGE_ADDRESS_FROM_ARENA(page, a)를 호출자에게 반환한다. caller가 이 값을 검사한 뒤 부분 초기화된 vm_page / pmm_arena / arch_aspace를 정리하거나 다음 단계로 진행하는지 확인한다.

46}

현재 block, initializer 또는 호출의 경계를 닫는다. 이 지점까지 획득한 resource가 성공 경로와 실패 경로에서 대칭인지 점검한다.

47}

현재 block, initializer 또는 호출의 경계를 닫는다. 이 지점까지 획득한 resource가 성공 경로와 실패 경로에서 대칭인지 점검한다.

48return -1;

-1를 호출자에게 반환한다. caller가 이 값을 검사한 뒤 부분 초기화된 vm_page / pmm_arena / arch_aspace를 정리하거나 다음 단계로 진행하는지 확인한다.

49}

현재 block, initializer 또는 호출의 경계를 닫는다. 이 지점까지 획득한 resource가 성공 경로와 실패 경로에서 대칭인지 점검한다.

50(빈 줄)

}까지의 동작과 vm_page_t *paddr_to_vm_page(paddr_t addr) {에서 시작하는 동작을 나누는 빈 줄이다. 앞 블록이 만든 virtual regions 상태가 아래 블록의 입력으로 사용되는 경계다.

51vm_page_t *paddr_to_vm_page(paddr_t addr) {

paddr_to_vm_page(paddr_t addr)를 호출한다. 반환값을 직접 사용하지 않으므로 이 함수가 실패를 내부 처리하는지 확인해야 한다. pointer 인자는 vm_page / pmm_arena / arch_aspace의 소유권을 넘기는지 호출 동안만 빌리는지 구분하고, 호출 뒤 공개되는 상태를 virtual regions 항목과 대조한다.

52pmm_arena_t *a;

원본 52번 줄의 pmm_arena_t *a;는 앞의 vm_page_t *paddr_to_vm_page(paddr_t addr) { 결과를 받아 다음 list_for_every_entry(&arena_list, a, pmm_arena_t, node) {로 넘기는 중간 연산이다. 이 줄이 바꾸는 register·field·list link를 찾고, 변경 뒤에도 '할당된 physical page와 page-table mapping의 reference 관계가 해제 완료까지 일관되어야 한다' 조건이 유지되는지 확인한다.

53list_for_every_entry(&arena_list, a, pmm_arena_t, node) {

54if (addr >= a->base && addr <= a->base + a->size - 1) {

addr >= a->base && addr <= a->base + a->size - 1를 검사해 진행 여부를 가른다. 거짓 경로와 참 경로 중 어느 쪽이 '할당된 physical page와 page-table mapping의 reference 관계가 해제 완료까지 일관되어야 한다' 조건을 보존하는지 다음 return 또는 goto까지 따라간다.

55size_t index = (addr - a->base) / PAGE_SIZE;

size_t index = (addr - a->base) / PAGE_SIZE를 선언한다. 함수 안 선언이면 현재 stack frame, file scope와 static이면 image의 data/BSS에 놓인다. 이 값이 vm_page / pmm_arena / arch_aspace를 직접 소유하는지 pointer만 빌리는지, 부트 CPU의 동기 실행 문맥를 벗어난 뒤에도 참조되는지 다음 대입과 callback 등록까지 따라간다.

56return &a->page_array[index];

&a->page_array[index]를 호출자에게 반환한다. caller가 이 값을 검사한 뒤 부분 초기화된 vm_page / pmm_arena / arch_aspace를 정리하거나 다음 단계로 진행하는지 확인한다.

57}

현재 block, initializer 또는 호출의 경계를 닫는다. 이 지점까지 획득한 resource가 성공 경로와 실패 경로에서 대칭인지 점검한다.

58}

현재 block, initializer 또는 호출의 경계를 닫는다. 이 지점까지 획득한 resource가 성공 경로와 실패 경로에서 대칭인지 점검한다.

59return NULL;

NULL를 호출자에게 반환한다. caller가 이 값을 검사한 뒤 부분 초기화된 vm_page / pmm_arena / arch_aspace를 정리하거나 다음 단계로 진행하는지 확인한다.

60}

현재 block, initializer 또는 호출의 경계를 닫는다. 이 지점까지 획득한 resource가 성공 경로와 실패 경로에서 대칭인지 점검한다.

61(빈 줄)

}까지의 동작과 status_t pmm_add_arena(pmm_arena_t *arena) {에서 시작하는 동작을 나누는 빈 줄이다. 앞 블록이 만든 virtual regions 상태가 아래 블록의 입력으로 사용되는 경계다.

62status_t pmm_add_arena(pmm_arena_t *arena) {

pmm_add_arena 함수 정의가 시작된다. 입력은 pmm_arena_t *arena이며, 부트 CPU의 동기 실행 문맥에서 호출된다는 전제로 반환 전까지의 상태 변화를 읽는다.

63LTRACEF("arena %p name '%s' base 0x%lx size 0x%zx\n", arena, arena->name, arena->base, arena->size);

LTRACEF("arena %p name '%s' base 0x%lx size 0x%zx\n", arena, arena->name, arena->base, arena->size)를 호출한다. 반환값을 직접 사용하지 않으므로 이 함수가 실패를 내부 처리하는지 확인해야 한다. pointer 인자는 vm_page / pmm_arena / arch_aspace의 소유권을 넘기는지 호출 동안만 빌리는지 구분하고, 호출 뒤 공개되는 상태를 virtual regions 항목과 대조한다.

64(빈 줄)

LTRACEF("arena %p name '%s' base 0x%lx size 0x%zx\n", arena, arena->name, arena->base, arena->size);까지의 동작과 DEBUG_ASSERT(IS_PAGE_ALIGNED(arena->base));에서 시작하는 동작을 나누는 빈 줄이다. 앞 블록이 만든 virtual regions 상태가 아래 블록의 입력으로 사용되는 경계다.

65DEBUG_ASSERT(IS_PAGE_ALIGNED(arena->base));

IS_PAGE_ALIGNED(arena->base))를 호출한다. 반환값을 직접 사용하지 않으므로 이 함수가 실패를 내부 처리하는지 확인해야 한다. pointer 인자는 vm_page / pmm_arena / arch_aspace의 소유권을 넘기는지 호출 동안만 빌리는지 구분하고, 호출 뒤 공개되는 상태를 virtual regions 항목과 대조한다.

66DEBUG_ASSERT(IS_PAGE_ALIGNED(arena->size));

IS_PAGE_ALIGNED(arena->size))를 호출한다. 반환값을 직접 사용하지 않으므로 이 함수가 실패를 내부 처리하는지 확인해야 한다. pointer 인자는 vm_page / pmm_arena / arch_aspace의 소유권을 넘기는지 호출 동안만 빌리는지 구분하고, 호출 뒤 공개되는 상태를 virtual regions 항목과 대조한다.

67DEBUG_ASSERT(arena->size > 0);

DEBUG_ASSERT(arena->size > 0)를 호출한다. 반환값을 직접 사용하지 않으므로 이 함수가 실패를 내부 처리하는지 확인해야 한다. pointer 인자는 vm_page / pmm_arena / arch_aspace의 소유권을 넘기는지 호출 동안만 빌리는지 구분하고, 호출 뒤 공개되는 상태를 virtual regions 항목과 대조한다.

68(빈 줄)

DEBUG_ASSERT(arena->size > 0);까지의 동작과 /* walk the arena list and add arena based on priority order */에서 시작하는 동작을 나누는 빈 줄이다. 앞 블록이 만든 virtual regions 상태가 아래 블록의 입력으로 사용되는 경계다.

69/* walk the arena list and add arena based on priority order */

원본 주석이 'walk the arena list and add arena based on priority order'라고 기록한 줄이다. 바로 아래 구현이 이 전제와 같은 순서·단위를 사용하는지 대조한다.

70pmm_arena_t *a;

원본 70번 줄의 pmm_arena_t *a;는 앞의 /* walk the arena list and add arena based on priority order */ 결과를 받아 다음 list_for_every_entry(&arena_list, a, pmm_arena_t, node) {로 넘기는 중간 연산이다. 이 줄이 바꾸는 register·field·list link를 찾고, 변경 뒤에도 '할당된 physical page와 page-table mapping의 reference 관계가 해제 완료까지 일관되어야 한다' 조건이 유지되는지 확인한다.

71list_for_every_entry(&arena_list, a, pmm_arena_t, node) {

72if (a->priority > arena->priority) {

a->priority > arena->priority를 검사해 진행 여부를 가른다. 거짓 경로와 참 경로 중 어느 쪽이 '할당된 physical page와 page-table mapping의 reference 관계가 해제 완료까지 일관되어야 한다' 조건을 보존하는지 다음 return 또는 goto까지 따라간다.

73list_add_before(&a->node, &arena->node);

list_add_before(&a->node, &arena->node)를 호출한다. 반환값을 직접 사용하지 않으므로 이 함수가 실패를 내부 처리하는지 확인해야 한다. pointer 인자는 vm_page / pmm_arena / arch_aspace의 소유권을 넘기는지 호출 동안만 빌리는지 구분하고, 호출 뒤 공개되는 상태를 virtual regions 항목과 대조한다.

74goto done_add;

'goto done_add;'로 직선 경로를 벗어난다. 이동 대상에서 vm_page / pmm_arena / arch_aspace에 걸린 lock, allocation, list 등록을 어디까지 되돌리는지 이어서 확인한다.

75}

현재 block, initializer 또는 호출의 경계를 닫는다. 이 지점까지 획득한 resource가 성공 경로와 실패 경로에서 대칭인지 점검한다.

76}

현재 block, initializer 또는 호출의 경계를 닫는다. 이 지점까지 획득한 resource가 성공 경로와 실패 경로에서 대칭인지 점검한다.

77(빈 줄)

}까지의 동작과 /* walked off the end, add it to the end of the list */에서 시작하는 동작을 나누는 빈 줄이다. 앞 블록이 만든 virtual regions 상태가 아래 블록의 입력으로 사용되는 경계다.

78/* walked off the end, add it to the end of the list */

원본 주석이 'walked off the end, add it to the end of the list'라고 기록한 줄이다. 바로 아래 구현이 이 전제와 같은 순서·단위를 사용하는지 대조한다.

79list_add_tail(&arena_list, &arena->node);

list_add_tail(&arena_list, &arena->node)를 호출한다. 반환값을 직접 사용하지 않으므로 이 함수가 실패를 내부 처리하는지 확인해야 한다. pointer 인자는 vm_page / pmm_arena / arch_aspace의 소유권을 넘기는지 호출 동안만 빌리는지 구분하고, 호출 뒤 공개되는 상태를 virtual regions 항목과 대조한다.

80(빈 줄)

list_add_tail(&arena_list, &arena->node);까지의 동작과 done_add:에서 시작하는 동작을 나누는 빈 줄이다. 앞 블록이 만든 virtual regions 상태가 아래 블록의 입력으로 사용되는 경계다.

81done_add:

'done_add' label이다. 이곳을 참조하는 branch를 역검색하고 각 진입 경로의 register, stack, lock 조건이 같은지 확인한다.

82(빈 줄)

done_add:까지의 동작과 /* zero out some of the structure */에서 시작하는 동작을 나누는 빈 줄이다. 앞 블록이 만든 virtual regions 상태가 아래 블록의 입력으로 사용되는 경계다.

83/* zero out some of the structure */

원본 주석이 'zero out some of the structure'라고 기록한 줄이다. 바로 아래 구현이 이 전제와 같은 순서·단위를 사용하는지 대조한다.

84arena->free_count = 0;

arena->free_count에 0를 = 연산으로 반영해 vm_page / pmm_arena / arch_aspace와 연결된 field를 갱신한다. 이후 address space 단계가 이 값을 처음 소비하는 지점을 찾는다. 실패 경로가 이 field를 이전 값으로 되돌리거나 객체 전체를 폐기하는지도 확인한다.

85list_initialize(&arena->free_list);

list_initialize(&arena->free_list)를 호출한다. 반환값을 직접 사용하지 않으므로 이 함수가 실패를 내부 처리하는지 확인해야 한다. pointer 인자는 vm_page / pmm_arena / arch_aspace의 소유권을 넘기는지 호출 동안만 빌리는지 구분하고, 호출 뒤 공개되는 상태를 virtual regions 항목과 대조한다.

86(빈 줄)

list_initialize(&arena->free_list);까지의 동작과 /* allocate an array of pages to back this one */에서 시작하는 동작을 나누는 빈 줄이다. 앞 블록이 만든 virtual regions 상태가 아래 블록의 입력으로 사용되는 경계다.

87/* allocate an array of pages to back this one */

원본 주석이 'allocate an array of pages to back this one'라고 기록한 줄이다. 바로 아래 구현이 이 전제와 같은 순서·단위를 사용하는지 대조한다.

88size_t page_count = arena->size / PAGE_SIZE;

size_t page_count = arena->size / PAGE_SIZE를 선언한다. 함수 안 선언이면 현재 stack frame, file scope와 static이면 image의 data/BSS에 놓인다. 이 값이 vm_page / pmm_arena / arch_aspace를 직접 소유하는지 pointer만 빌리는지, 부트 CPU의 동기 실행 문맥를 벗어난 뒤에도 참조되는지 다음 대입과 callback 등록까지 따라간다.

89arena->page_array = boot_alloc_mem(page_count * sizeof(vm_page_t));

arena->page_array에 boot_alloc_mem(page_count * sizeof(vm_page_t))를 = 연산으로 반영해 vm_page / pmm_arena / arch_aspace와 연결된 field를 갱신한다. 이후 address space 단계가 이 값을 처음 소비하는 지점을 찾는다. 실패 경로가 이 field를 이전 값으로 되돌리거나 객체 전체를 폐기하는지도 확인한다.

90(빈 줄)

arena->page_array = boot_alloc_mem(page_count * sizeof(vm_page_t));까지의 동작과 /* initialize all of the pages */에서 시작하는 동작을 나누는 빈 줄이다. 앞 블록이 만든 virtual regions 상태가 아래 블록의 입력으로 사용되는 경계다.

91/* initialize all of the pages */

원본 주석이 'initialize all of the pages'라고 기록한 줄이다. 바로 아래 구현이 이 전제와 같은 순서·단위를 사용하는지 대조한다.

92memset(arena->page_array, 0, page_count * sizeof(vm_page_t));

memset(arena->page_array, 0, page_count * sizeof(vm_page_t))를 호출한다. 반환값을 직접 사용하지 않으므로 이 함수가 실패를 내부 처리하는지 확인해야 한다. pointer 인자는 vm_page / pmm_arena / arch_aspace의 소유권을 넘기는지 호출 동안만 빌리는지 구분하고, 호출 뒤 공개되는 상태를 virtual regions 항목과 대조한다.

93(빈 줄)

memset(arena->page_array, 0, page_count * sizeof(vm_page_t));까지의 동작과 /* add them to the free list */에서 시작하는 동작을 나누는 빈 줄이다. 앞 블록이 만든 virtual regions 상태가 아래 블록의 입력으로 사용되는 경계다.

94/* add them to the free list */

원본 주석이 'add them to the free list'라고 기록한 줄이다. 바로 아래 구현이 이 전제와 같은 순서·단위를 사용하는지 대조한다.

95for (size_t i = 0; i < page_count; i++) {

'for (size_t i = 0; i < page_count; i++) {'가 목록이나 후보를 순회한다. 반복 중 vm_page / pmm_arena / arch_aspace를 제거·추가하는 호출이 있는지와 loop 종료 뒤 iterator가 유효한지 확인한다.

96vm_page_t *p = &arena->page_array[i];

vm_page_t *p에 &arena->page_array[i]를 = 연산으로 반영해 현재 scope의 계산 결과를 저장한다. 주소·크기 값이면 단위와 정렬, 덧셈 overflow를 함께 검산한다. 이후 address space 단계가 이 값을 처음 소비하는 지점을 찾는다. 실패 경로가 이 field를 이전 값으로 되돌리거나 객체 전체를 폐기하는지도 확인한다.

97(빈 줄)

vm_page_t *p = &arena->page_array[i];까지의 동작과 list_add_tail(&arena->free_list, &p->node);에서 시작하는 동작을 나누는 빈 줄이다. 앞 블록이 만든 virtual regions 상태가 아래 블록의 입력으로 사용되는 경계다.

98list_add_tail(&arena->free_list, &p->node);

list_add_tail(&arena->free_list, &p->node)를 호출한다. 반환값을 직접 사용하지 않으므로 이 함수가 실패를 내부 처리하는지 확인해야 한다. pointer 인자는 vm_page / pmm_arena / arch_aspace의 소유권을 넘기는지 호출 동안만 빌리는지 구분하고, 호출 뒤 공개되는 상태를 virtual regions 항목과 대조한다.

99(빈 줄)

list_add_tail(&arena->free_list, &p->node);까지의 동작과 arena->free_count++;에서 시작하는 동작을 나누는 빈 줄이다. 앞 블록이 만든 virtual regions 상태가 아래 블록의 입력으로 사용되는 경계다.

100arena->free_count++;

원본 100번 줄의 arena->free_count++;는 앞의 이전 block 경계 결과를 받아 다음 }로 넘기는 중간 연산이다. 이 줄이 바꾸는 register·field·list link를 찾고, 변경 뒤에도 '할당된 physical page와 page-table mapping의 reference 관계가 해제 완료까지 일관되어야 한다' 조건이 유지되는지 확인한다.

101}

현재 block, initializer 또는 호출의 경계를 닫는다. 이 지점까지 획득한 resource가 성공 경로와 실패 경로에서 대칭인지 점검한다.

102(빈 줄)

}까지의 동작과 return NO_ERROR;에서 시작하는 동작을 나누는 빈 줄이다. 앞 블록이 만든 virtual regions 상태가 아래 블록의 입력으로 사용되는 경계다.

103return NO_ERROR;

NO_ERROR를 호출자에게 반환한다. caller가 이 값을 검사한 뒤 부분 초기화된 vm_page / pmm_arena / arch_aspace를 정리하거나 다음 단계로 진행하는지 확인한다.

104}

현재 block, initializer 또는 호출의 경계를 닫는다. 이 지점까지 획득한 resource가 성공 경로와 실패 경로에서 대칭인지 점검한다.

105(빈 줄)

}까지의 동작과 size_t pmm_alloc_pages(uint count, struct list_node *list) {에서 시작하는 동작을 나누는 빈 줄이다. 앞 블록이 만든 virtual regions 상태가 아래 블록의 입력으로 사용되는 경계다.

106size_t pmm_alloc_pages(uint count, struct list_node *list) {

pmm_alloc_pages 함수 정의가 시작된다. 입력은 uint count, struct list_node *list이며, 부트 CPU의 동기 실행 문맥에서 호출된다는 전제로 반환 전까지의 상태 변화를 읽는다.

107LTRACEF("count %u\n", count);

LTRACEF("count %u\n", count)를 호출한다. 반환값을 직접 사용하지 않으므로 이 함수가 실패를 내부 처리하는지 확인해야 한다. pointer 인자는 vm_page / pmm_arena / arch_aspace의 소유권을 넘기는지 호출 동안만 빌리는지 구분하고, 호출 뒤 공개되는 상태를 virtual regions 항목과 대조한다.

108(빈 줄)

LTRACEF("count %u\n", count);까지의 동작과 /* list must be initialized prior to calling this */에서 시작하는 동작을 나누는 빈 줄이다. 앞 블록이 만든 virtual regions 상태가 아래 블록의 입력으로 사용되는 경계다.

109/* list must be initialized prior to calling this */

원본 주석이 'list must be initialized prior to calling this'라고 기록한 줄이다. 바로 아래 구현이 이 전제와 같은 순서·단위를 사용하는지 대조한다.

110DEBUG_ASSERT(list);

DEBUG_ASSERT(list)를 호출한다. 반환값을 직접 사용하지 않으므로 이 함수가 실패를 내부 처리하는지 확인해야 한다. pointer 인자는 vm_page / pmm_arena / arch_aspace의 소유권을 넘기는지 호출 동안만 빌리는지 구분하고, 호출 뒤 공개되는 상태를 virtual regions 항목과 대조한다.

111(빈 줄)

DEBUG_ASSERT(list);까지의 동작과 uint allocated = 0;에서 시작하는 동작을 나누는 빈 줄이다. 앞 블록이 만든 virtual regions 상태가 아래 블록의 입력으로 사용되는 경계다.

112uint allocated = 0;

uint allocated에 0를 = 연산으로 반영해 현재 scope의 계산 결과를 저장한다. 이후 address space 단계가 이 값을 처음 소비하는 지점을 찾는다. 실패 경로가 이 field를 이전 값으로 되돌리거나 객체 전체를 폐기하는지도 확인한다.

113if (count == 0)

count == 0를 검사해 진행 여부를 가른다. 거짓 경로와 참 경로 중 어느 쪽이 '할당된 physical page와 page-table mapping의 reference 관계가 해제 완료까지 일관되어야 한다' 조건을 보존하는지 다음 return 또는 goto까지 따라간다.

114return 0;

0를 호출자에게 반환한다. caller가 이 값을 검사한 뒤 부분 초기화된 vm_page / pmm_arena / arch_aspace를 정리하거나 다음 단계로 진행하는지 확인한다.

115(빈 줄)

return 0;까지의 동작과 mutex_acquire(&lock);에서 시작하는 동작을 나누는 빈 줄이다. 앞 블록이 만든 virtual regions 상태가 아래 블록의 입력으로 사용되는 경계다.

116mutex_acquire(&lock);

mutex_acquire(&lock)를 호출한다. 반환값을 직접 사용하지 않으므로 이 함수가 실패를 내부 처리하는지 확인해야 한다. pointer 인자는 vm_page / pmm_arena / arch_aspace의 소유권을 넘기는지 호출 동안만 빌리는지 구분하고, 호출 뒤 공개되는 상태를 virtual regions 항목과 대조한다.

117(빈 줄)

mutex_acquire(&lock);까지의 동작과 /* walk the arenas in order, allocating as many pages as we can from each */에서 시작하는 동작을 나누는 빈 줄이다. 앞 블록이 만든 virtual regions 상태가 아래 블록의 입력으로 사용되는 경계다.

118/* walk the arenas in order, allocating as many pages as we can from each */

원본 주석이 'walk the arenas in order, allocating as many pages as we can from each'라고 기록한 줄이다. 바로 아래 구현이 이 전제와 같은 순서·단위를 사용하는지 대조한다.

119pmm_arena_t *a;

원본 119번 줄의 pmm_arena_t *a;는 앞의 /* walk the arenas in order, allocating as many pages as we can from each */ 결과를 받아 다음 list_for_every_entry(&arena_list, a, pmm_arena_t, node) {로 넘기는 중간 연산이다. 이 줄이 바꾸는 register·field·list link를 찾고, 변경 뒤에도 '할당된 physical page와 page-table mapping의 reference 관계가 해제 완료까지 일관되어야 한다' 조건이 유지되는지 확인한다.

120list_for_every_entry(&arena_list, a, pmm_arena_t, node) {

121while (allocated < count && a->free_count > 0) {

'while (allocated < count && a->free_count > 0) {'가 목록이나 후보를 순회한다. 반복 중 vm_page / pmm_arena / arch_aspace를 제거·추가하는 호출이 있는지와 loop 종료 뒤 iterator가 유효한지 확인한다.

122vm_page_t *page = list_remove_head_type(&a->free_list, vm_page_t, node);

vm_page_t *page에 list_remove_head_type(&a->free_list, vm_page_t, node)를 = 연산으로 반영해 현재 scope의 계산 결과를 저장한다. 이후 address space 단계가 이 값을 처음 소비하는 지점을 찾는다. 실패 경로가 이 field를 이전 값으로 되돌리거나 객체 전체를 폐기하는지도 확인한다.

123if (!page)

!page를 검사해 진행 여부를 가른다. 거짓 경로와 참 경로 중 어느 쪽이 '할당된 physical page와 page-table mapping의 reference 관계가 해제 완료까지 일관되어야 한다' 조건을 보존하는지 다음 return 또는 goto까지 따라간다.

124goto done;

'goto done;'로 직선 경로를 벗어난다. 이동 대상에서 vm_page / pmm_arena / arch_aspace에 걸린 lock, allocation, list 등록을 어디까지 되돌리는지 이어서 확인한다.

125(빈 줄)

goto done;까지의 동작과 a->free_count--;에서 시작하는 동작을 나누는 빈 줄이다. 앞 블록이 만든 virtual regions 상태가 아래 블록의 입력으로 사용되는 경계다.

126a->free_count--;

원본 126번 줄의 a->free_count--;는 앞의 이전 block 경계 결과를 받아 다음 다음 block 경계로 넘기는 중간 연산이다. 이 줄이 바꾸는 register·field·list link를 찾고, 변경 뒤에도 '할당된 physical page와 page-table mapping의 reference 관계가 해제 완료까지 일관되어야 한다' 조건이 유지되는지 확인한다.

DETAILS

내부 동작을 더 깊게 읽기

진입 조건을 먼저 고정한다

memory arenas에서 들어온 실행은 부트 CPU의 동기 실행 문맥에 놓여 있다. 이때 interrupt, MMU/cache, stack, heap 중 무엇이 이미 준비되었는지 소스의 호출자까지 올라가 확인한다. 같은 함수라도 SPL, relocation 전후, app thread처럼 호출 문맥이 달라지면 허용되는 API와 지연 시간이 달라진다.

PMM page의 owner와 VMM mapping의 owner는 같지 않을 수 있다. mapping 제거와 physical page 반환이 어느 API에서 결합되는지 확인한다.

중심 객체의 생성과 공개를 나눈다

이 글의 중심 객체는 vm_page / pmm_arena / arch_aspace다. 메모리를 확보한 시점, 필드를 채운 시점, 전역 list나 다른 subsystem에 공개한 시점을 구분한다. 공개 뒤 오류가 발생한다면 목록에서 제거하고 child, buffer, reference를 역순으로 정리하는지 확인한다.

빌드 산출물 관점에서는 최종 부트로더 이미지 안에 해당 symbol과 section이 실제로 포함되었는지도 map과 objdump로 검증한다.

주소, 크기와 정렬을 계산한다

부트 코드의 오류는 논리보다 주소 계산에서 먼저 드러나는 경우가 많다. source range, destination range, header가 말하는 payload size, block 또는 page 단위를 표로 적고 각 구간의 끝 주소를 직접 계산한다. 끝 주소는 start + size - 1인지 exclusive end인지 API 계약을 확인한다.

할당된 physical page와 page-table mapping의 reference 관계가 해제 완료까지 일관되어야 한다.

성공 flag와 실제 완료 시점을 맞춘다

pmm_add_arena → page allocation → vmm mapping 구간에서는 부분 초기화 상태가 생길 수 있다. flag, list insertion, callback 등록, storage write 완료 중 무엇이 성공의 기준인지 찾는다. hardware write나 DMA가 포함되면 함수 반환과 장치 완료가 같은 시점인지도 확인한다.

다른 CPU, interrupt handler, USB completion 또는 shell command가 상태를 관찰할 수 있다면 memory ordering과 lock 범위도 함께 읽는다.

마지막 handoff의 계약을 적는다

정상 경로는 address space에서 끝난다. 이 단계가 함수 반환인지, scheduler 전환인지, 다른 image로의 비복귀 분기인지 구분한다. 비복귀 handoff라면 cache clean/invalidate, interrupt disable, 장치 quiesce, argument register와 FDT 또는 image address가 최종 점검 항목이다.

반환하는 경로라면 caller가 오류와 부분 성공을 구분하고 다음 후보 또는 복구 경로를 선택하는지 확인한다.

IMPLEMENTATION NOTES

구현을 읽을 때 놓치기 쉬운 부분

PMM page 상태와 VMM mapping은 별도 객체다

physical page가 free list에서 빠졌다고 virtual address가 생기는 것은 아니고 page table에 mapping됐다고 owner reference가 자동으로 증가하는 것도 아니다. allocation, mapping, unmap, free 네 동작의 순서를 API별로 적는다.

wired page, kernel image, device memory처럼 free 대상이 아닌 page를 같은 list에 넣지 않도록 flags를 확인한다.

address space lock과 TLB shootdown을 함께 본다

page table entry 변경은 해당 address space lock 안에서 수행하고 다른 CPU가 같은 mapping을 cache했다면 TLB invalidate를 전달해야 한다. PTE write가 보인다고 즉시 모든 CPU의 translation이 바뀌는 것은 아니다.

unmap 뒤 physical page를 재사용하기 전에 shootdown 완료가 보장되는지 확인한다.

MMIO와 normal memory attribute 충돌을 막는다

같은 physical range를 cacheable normal memory와 device memory로 동시에 mapping하면 architecture가 예측하지 못한 동작을 할 수 있다. kernel direct map과 driver ioremap 범위가 겹치는지 resource table로 검증한다.

page size와 block mapping 선택이 permission 변경, guard page와 fragmentation에 미치는 영향도 기록한다.

OBJECT LIFETIME

객체와 수명

대상	만들어지는 시점	유효 범위	확인할 조건
`vm_page / pmm_arena / arch_aspace`	pmm_add_arena	address space 또는 오류 정리 완료까지	할당된 physical page와 page-table mapping의 reference 관계가 해제 완료까지 일관되어야 한다.
입력 buffer / metadata	memory arenas	parse와 검증이 끝날 때까지	길이, 정렬, 소유권, 변조 가능성
등록된 list / descriptor	page allocation	subsystem 종료 또는 image handoff까지	이중 등록, dangling pointer, 오류 unwind
hardware 또는 persistent state	실제 write/probe가 완료된 뒤	reset 또는 명시적 해제·갱신까지	flush, timeout, 전원 차단, rollback
`최종 부트로더 이미지`	link/image 생성 시점	다음 stage가 새 image로 교체할 때까지	load address, entry, section과 header 일치

FAILURE PATH

실패 지점과 증상

#	조건	관찰되는 증상	먼저 볼 단계
01	reserved page를 free list에 추가	firmware overwrite	pmm_add_arena
02	mapping만 제거	page leak	page allocation
03	TLB invalidate 누락	오래된 translation 사용	vmm mapping

로그가 끊긴 마지막 함수만 고치지 않는다. 그 함수가 받은 주소, size, flag가 만들어진 앞 단계까지 올라가고, 오류 뒤 등록 객체와 hardware 상태가 남았는지도 확인한다.

EVIDENCE

소스 밖에서 확인할 증거

소스 해석은 실제 빌드 산출물과 target 로그로 닫아야 한다. 아래 명령의 보드 이름과 toolchain prefix는 사용 중인 빌드 환경에 맞게 바꾼다.

#	목적	명령 또는 계측	판정 기준
01	빌드 구성	`make <project> -j1`	platform, target, app 선택과 linker 입력을 로그로 남긴다.
02	symbol과 주소	`nm -n build-*/lk.elf \| grep 'status_t pmm_add_arena'`	init hook, app descriptor와 함수가 어느 주소에 놓였는지 확인한다.
03	어셈블리 대조	`objdump -drS build-*/lk.elf`	thread 전환과 interrupt disable 구간의 실제 명령을 확인한다.
04	초기화 순서	`init level 전후에 current_time_hires()와 함수 이름 기록`	level 내부 순서와 지연을 serial log로 남긴다.
05	문맥 확인	`current_thread, interrupt state, stack pointer 기록`	함수가 bootstrap thread인지 scheduler 이후 thread인지 구분한다.

LAB

직접 확인할 실험

01
pmm arena와 reserved range 출력
pmm_add_arena 진입 전후에 physical pages의 주소·크기·반환값과 timestamp를 함께 남긴다. 결과는 정상 부팅 여부로 끝내지 말고 할당된 physical page와 page-table mapping의 reference 관계가 해제 완료까지 일관되어야 한다. 조건이 처음 깨지는 줄을 기록한다.
02
map/unmap 뒤 page free count 비교
page allocation 진입 전후에 pmm arena lists의 주소·크기·반환값과 timestamp를 함께 남긴다. 결과는 정상 부팅 여부로 끝내지 말고 할당된 physical page와 page-table mapping의 reference 관계가 해제 완료까지 일관되어야 한다. 조건이 처음 깨지는 줄을 기록한다.
03
동일 VA remap 후 TLB 동작 확인
vmm mapping 진입 전후에 arch page tables의 주소·크기·반환값과 timestamp를 함께 남긴다. 결과는 정상 부팅 여부로 끝내지 말고 할당된 physical page와 page-table mapping의 reference 관계가 해제 완료까지 일관되어야 한다. 조건이 처음 깨지는 줄을 기록한다.

PRIMARY REFERENCES

원문과 다음 글

kernel/vm/pmm.cupstream 1eb9917 원본 파일 LK source tree기준 commit 1eb99171efae