platform과 target 초기화 경계 | LK

QUESTION

platform과 target 초기화 경계 단계에서 실제로 바뀌는 상태는 무엇인가?

platform은 재사용 가능한 SoC/IP 초기화를, target은 보드 wiring과 제품 정책을 담는 것이 기본이다. 서로의 전역 심볼을 직접 침범하는 곳을 찾는다.

early init에서 사용하는 UART, interrupt controller와 timer의 물리 주소는 target memory map과 일치해야 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. platform과 target 초기화 경계에서 입력, 내부 상태, 출력의 경계

입력과 전제내부 상태외부로 공개되는 결과

01architecture layer

02SoC platform

03board target

04app policy

INVARIANT

early init에서 사용하는 UART, interrupt controller와 timer의 물리 주소는 target memory map과 일치해야 한다.

platform devices / target policy를 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

arch init

platform_early_init

GIC/timer/UART

target_init

applications

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	`arch init`	부트 CPU의 동기 실행 문맥	architecture layer	platform_early_init
02	`platform_early_init`	arch init 완료 상태	SoC platform	GIC/timer/UART
03	`GIC/timer/UART`	platform_early_init 완료 상태	board target	target_init
04	`target_init`	GIC/timer/UART 완료 상태	app policy	applications
05	`applications`	target_init 완료 상태	app policy	최종 최종 부트로더 이미지 또는 다음 stage

공통 불변 조건: early init에서 사용하는 UART, interrupt controller와 timer의 물리 주소는 target memory map과 일치해야 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 platform/qemu-virt-arm/platform.c에서 89-177줄을 그대로 가져온 것이다. 설명을 위해 실제 코드를 가짜 의사 코드로 바꾸지 않았다.

commit1eb99171efae98867d4be4a5bd6479ea03f43ac9symbolvoid platform_early_init(void)

89
90        *found_mem = true; // stop searching after the first one
91    }
92}
93
94static void cpucallback(uint64_t id, void *cookie) {
95    int *cpu_count = (int *)cookie;
96
97    LTRACEF("id %#llx cookie %p\n", id, cookie);
98
99    (*cpu_count)++;
100}
101
102struct pcie_detect_state {
103    struct fdt_walk_pcie_info info;
104} pcie_state;
105
106static void pciecallback(const struct fdt_walk_pcie_info *info, void *cookie) {
107    struct pcie_detect_state *state = cookie;
108
109    LTRACEF("ecam base %#llx, len %#llx, bus_start %hhu, bus_end %hhu\n", info->ecam_base, info->ecam_len, info->bus_start, info->bus_end);
110    state->info = *info;
111}
112
113void platform_early_init(void) {
114    /* initialize the interrupt controller */
115    arm_gic_init();
116
117    arm_generic_timer_init(ARM_GENERIC_TIMER_PHYSICAL_INT, 0);
118
119    uart_init_early();
120
121    int cpu_count = 0;
122    bool found_mem = false;
123    struct fdt_walk_callbacks cb = {
124        .mem = memcallback,
125        .memcookie = &found_mem,
126        .cpu = cpucallback,
127        .cpucookie = &cpu_count,
128        .pcie = pciecallback,
129        .pciecookie = &pcie_state,
130    };
131
132    const void *fdt = (void *)KERNEL_BASE;
133    status_t err = fdt_walk(fdt, &cb);
134    LTRACEF("fdt_walk returns %d\n", err);
135
136    if (err != 0) {
137        printf("FDT: error finding FDT at %p, using default memory & cpu count\n", fdt);
138    }
139
140    /* add the main memory arena */
141    pmm_add_arena(&arena);
142
143    /* reserve the first 64k of ram, which should be holding the fdt */
144    struct list_node list = LIST_INITIAL_VALUE(list);
145    pmm_alloc_range(MEMBASE, 0x10000 / PAGE_SIZE, &list);
146
147    /* count the number of secondary cpus */
148    if (cpu_count == 0) {
149        /* if we didn't find any in the FDT, assume max number */
150        cpu_count = SMP_MAX_CPUS;
151    } else if (cpu_count > 0) {
152        printf("FDT: found %d cpus\n", cpu_count);
153        cpu_count = MIN(cpu_count, SMP_MAX_CPUS);
154    }
155
156    LTRACEF("booting %d cpus\n", cpu_count);
157
158    /* boot the secondary cpus using the Power State Coordintion Interface */
159    for (int cpuid = 1; cpuid < cpu_count; cpuid++) {
160        /* note: assumes cpuids are numbered like MPIDR 0:0:0:N */
161        int ret = psci_cpu_on(cpuid, MEMBASE + KERNEL_LOAD_OFFSET);
162        if (ret != 0) {
163            printf("ERROR: psci CPU_ON returns %d\n", ret);
164        }
165    }
166}
167
168void platform_init(void) {
169    status_t err;
170
171    uart_init();
172
173    /* detect pci */
174#if ARCH_ARM
175    if (pcie_state.info.ecam_base > (1ULL << 32)) {
176        // dont try to configure this since we dont have LPAE support
177        printf("PCIE: skipping pci initialization due to high memory ECAM\n");

LINE BY LINE

89-177줄 해설

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

89(빈 줄)

이전 block 경계까지의 동작과 *found_mem = true; // stop searching after the first one에서 시작하는 동작을 나누는 빈 줄이다. 앞 블록이 만든 architecture layer 상태가 아래 블록의 입력으로 사용되는 경계다.

90*found_mem = true; // stop searching after the first one

원본 주석이 'found_mem = true; // stop searching after the first one'라고 기록한 줄이다. 바로 아래 구현이 이 전제와 같은 순서·단위를 사용하는지 대조한다.

91}

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

92}

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

93(빈 줄)

}까지의 동작과 static void cpucallback(uint64_t id, void *cookie) {에서 시작하는 동작을 나누는 빈 줄이다. 앞 블록이 만든 app policy 상태가 아래 블록의 입력으로 사용되는 경계다.

94static void cpucallback(uint64_t id, void *cookie) {

cpucallback 함수 정의가 시작된다. 입력은 uint64_t id, void *cookie이며, 부트 CPU의 동기 실행 문맥에서 호출된다는 전제로 반환 전까지의 상태 변화를 읽는다.

95int *cpu_count = (int *)cookie;

int *cpu_count = (int *)cookie를 선언한다. 함수 안 선언이면 현재 stack frame, file scope와 static이면 image의 data/BSS에 놓인다. 이 값이 platform devices / target policy를 직접 소유하는지 pointer만 빌리는지, 부트 CPU의 동기 실행 문맥를 벗어난 뒤에도 참조되는지 다음 대입과 callback 등록까지 따라간다.

96(빈 줄)

int *cpu_count = (int *)cookie;까지의 동작과 LTRACEF("id %#llx cookie %p\n", id, cookie);에서 시작하는 동작을 나누는 빈 줄이다. 앞 블록이 만든 app policy 상태가 아래 블록의 입력으로 사용되는 경계다.

97LTRACEF("id %#llx cookie %p\n", id, cookie);

LTRACEF("id %#llx cookie %p\n", id, cookie)를 호출한다. 반환값을 직접 사용하지 않으므로 이 함수가 실패를 내부 처리하는지 확인해야 한다. pointer 인자는 platform devices / target policy의 소유권을 넘기는지 호출 동안만 빌리는지 구분하고, 호출 뒤 공개되는 상태를 app policy 항목과 대조한다.

98(빈 줄)

LTRACEF("id %#llx cookie %p\n", id, cookie);까지의 동작과 (*cpu_count)++;에서 시작하는 동작을 나누는 빈 줄이다. 앞 블록이 만든 app policy 상태가 아래 블록의 입력으로 사용되는 경계다.

99(*cpu_count)++;

원본 99번 줄의 (*cpu_count)++;는 앞의 이전 block 경계 결과를 받아 다음 }로 넘기는 중간 연산이다. 이 줄이 바꾸는 register·field·list link를 찾고, 변경 뒤에도 'early init에서 사용하는 UART, interrupt controller와 timer의 물리 주소는 target memory map과 일치해야 한다' 조건이 유지되는지 확인한다.

100}

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

101(빈 줄)

}까지의 동작과 struct pcie_detect_state {에서 시작하는 동작을 나누는 빈 줄이다. 앞 블록이 만든 app policy 상태가 아래 블록의 입력으로 사용되는 경계다.

102struct pcie_detect_state {

struct pcie_detect_state {를 선언한다. 함수 안 선언이면 현재 stack frame, file scope와 static이면 image의 data/BSS에 놓인다. 이 값이 platform devices / target policy를 직접 소유하는지 pointer만 빌리는지, 부트 CPU의 동기 실행 문맥를 벗어난 뒤에도 참조되는지 다음 대입과 callback 등록까지 따라간다.

103struct fdt_walk_pcie_info info;

struct fdt_walk_pcie_info info를 선언한다. 함수 안 선언이면 현재 stack frame, file scope와 static이면 image의 data/BSS에 놓인다. 이 값이 platform devices / target policy를 직접 소유하는지 pointer만 빌리는지, 부트 CPU의 동기 실행 문맥를 벗어난 뒤에도 참조되는지 다음 대입과 callback 등록까지 따라간다.

104} pcie_state;

원본 104번 줄의 } pcie_state;는 앞의 struct fdt_walk_pcie_info info; 결과를 받아 다음 다음 block 경계로 넘기는 중간 연산이다. 이 줄이 바꾸는 register·field·list link를 찾고, 변경 뒤에도 'early init에서 사용하는 UART, interrupt controller와 timer의 물리 주소는 target memory map과 일치해야 한다' 조건이 유지되는지 확인한다.

105(빈 줄)

} pcie_state;까지의 동작과 static void pciecallback(const struct fdt_walk_pcie_info *info, void *cookie) {에서 시작하는 동작을 나누는 빈 줄이다. 앞 블록이 만든 app policy 상태가 아래 블록의 입력으로 사용되는 경계다.

106static void pciecallback(const struct fdt_walk_pcie_info *info, void *cookie) {

pciecallback 함수 정의가 시작된다. 입력은 const struct fdt_walk_pcie_info *info, void *cookie이며, 부트 CPU의 동기 실행 문맥에서 호출된다는 전제로 반환 전까지의 상태 변화를 읽는다.

107struct pcie_detect_state *state = cookie;

struct pcie_detect_state *state = cookie를 선언한다. 함수 안 선언이면 현재 stack frame, file scope와 static이면 image의 data/BSS에 놓인다. 이 값이 platform devices / target policy를 직접 소유하는지 pointer만 빌리는지, 부트 CPU의 동기 실행 문맥를 벗어난 뒤에도 참조되는지 다음 대입과 callback 등록까지 따라간다.

108(빈 줄)

struct pcie_detect_state *state = cookie;까지의 동작과 LTRACEF("ecam base %#llx, len %#llx, bus_start %hhu, bus_end %hhu\n", info->ecam_base, info->ecam_len, info->bus_start, info->bus_end);에서 시작하는 동작을 나누는 빈 줄이다. 앞 블록이 만든 app policy 상태가 아래 블록의 입력으로 사용되는 경계다.

109

LTRACEF("ecam base %#llx, len %#llx, bus_start %hhu, bus_end %hhu\n", info->ecam_base, info->ecam_len, info->bus_start, info->bus_end);

LTRACEF("ecam base %#llx, len %#llx, bus_start %hhu, bus_end %hhu\n", info->ecam_base, info->ecam_len, info->bus_start, info->bus_end)를 호출한다. 반환값을 직접 사용하지 않으므로 이 함수가 실패를 내부 처리하는지 확인해야 한다. pointer 인자는 platform devices / target policy의 소유권을 넘기는지 호출 동안만 빌리는지 구분하고, 호출 뒤 공개되는 상태를 app policy 항목과 대조한다.

110state->info = *info;

state->info에 *info를 = 연산으로 반영해 platform devices / target policy와 연결된 field를 갱신한다. 이후 applications 단계가 이 값을 처음 소비하는 지점을 찾는다. 실패 경로가 이 field를 이전 값으로 되돌리거나 객체 전체를 폐기하는지도 확인한다.

111}

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

112(빈 줄)

}까지의 동작과 void platform_early_init(void) {에서 시작하는 동작을 나누는 빈 줄이다. 앞 블록이 만든 app policy 상태가 아래 블록의 입력으로 사용되는 경계다.

113void platform_early_init(void) {

platform_early_init 함수 정의가 시작된다. 입력은 void이며, 부트 CPU의 동기 실행 문맥에서 호출된다는 전제로 반환 전까지의 상태 변화를 읽는다.

114/* initialize the interrupt controller */

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

115arm_gic_init();

arm_gic_init(인자 없음)를 호출한다. 반환값을 직접 사용하지 않으므로 이 함수가 실패를 내부 처리하는지 확인해야 한다. pointer 인자는 platform devices / target policy의 소유권을 넘기는지 호출 동안만 빌리는지 구분하고, 호출 뒤 공개되는 상태를 app policy 항목과 대조한다.

116(빈 줄)

arm_gic_init();까지의 동작과 arm_generic_timer_init(ARM_GENERIC_TIMER_PHYSICAL_INT, 0);에서 시작하는 동작을 나누는 빈 줄이다. 앞 블록이 만든 app policy 상태가 아래 블록의 입력으로 사용되는 경계다.

117arm_generic_timer_init(ARM_GENERIC_TIMER_PHYSICAL_INT, 0);

arm_generic_timer_init(ARM_GENERIC_TIMER_PHYSICAL_INT, 0)를 호출한다. 반환값을 직접 사용하지 않으므로 이 함수가 실패를 내부 처리하는지 확인해야 한다. pointer 인자는 platform devices / target policy의 소유권을 넘기는지 호출 동안만 빌리는지 구분하고, 호출 뒤 공개되는 상태를 app policy 항목과 대조한다.

118(빈 줄)

arm_generic_timer_init(ARM_GENERIC_TIMER_PHYSICAL_INT, 0);까지의 동작과 uart_init_early();에서 시작하는 동작을 나누는 빈 줄이다. 앞 블록이 만든 app policy 상태가 아래 블록의 입력으로 사용되는 경계다.

119uart_init_early();

uart_init_early(인자 없음)를 호출한다. 반환값을 직접 사용하지 않으므로 이 함수가 실패를 내부 처리하는지 확인해야 한다. pointer 인자는 platform devices / target policy의 소유권을 넘기는지 호출 동안만 빌리는지 구분하고, 호출 뒤 공개되는 상태를 app policy 항목과 대조한다.

120(빈 줄)

uart_init_early();까지의 동작과 int cpu_count = 0;에서 시작하는 동작을 나누는 빈 줄이다. 앞 블록이 만든 app policy 상태가 아래 블록의 입력으로 사용되는 경계다.

121int cpu_count = 0;

int cpu_count = 0를 선언한다. 함수 안 선언이면 현재 stack frame, file scope와 static이면 image의 data/BSS에 놓인다. 이 값이 platform devices / target policy를 직접 소유하는지 pointer만 빌리는지, 부트 CPU의 동기 실행 문맥를 벗어난 뒤에도 참조되는지 다음 대입과 callback 등록까지 따라간다.

122bool found_mem = false;

bool found_mem = false를 선언한다. 함수 안 선언이면 현재 stack frame, file scope와 static이면 image의 data/BSS에 놓인다. 이 값이 platform devices / target policy를 직접 소유하는지 pointer만 빌리는지, 부트 CPU의 동기 실행 문맥를 벗어난 뒤에도 참조되는지 다음 대입과 callback 등록까지 따라간다.

123struct fdt_walk_callbacks cb = {

struct fdt_walk_callbacks cb = {를 선언한다. 함수 안 선언이면 현재 stack frame, file scope와 static이면 image의 data/BSS에 놓인다. 이 값이 platform devices / target policy를 직접 소유하는지 pointer만 빌리는지, 부트 CPU의 동기 실행 문맥를 벗어난 뒤에도 참조되는지 다음 대입과 callback 등록까지 따라간다.

124.mem = memcallback,

원본 124번 줄의 .mem = memcallback,는 앞의 struct fdt_walk_callbacks cb = { 결과를 받아 다음 .memcookie = &found_mem,로 넘기는 중간 연산이다. 이 줄이 바꾸는 register·field·list link를 찾고, 변경 뒤에도 'early init에서 사용하는 UART, interrupt controller와 timer의 물리 주소는 target memory map과 일치해야 한다' 조건이 유지되는지 확인한다.

125.memcookie = &found_mem,

원본 125번 줄의 .memcookie = &found_mem,는 앞의 .mem = memcallback, 결과를 받아 다음 .cpu = cpucallback,로 넘기는 중간 연산이다. 이 줄이 바꾸는 register·field·list link를 찾고, 변경 뒤에도 'early init에서 사용하는 UART, interrupt controller와 timer의 물리 주소는 target memory map과 일치해야 한다' 조건이 유지되는지 확인한다.

126.cpu = cpucallback,

원본 126번 줄의 .cpu = cpucallback,는 앞의 .memcookie = &found_mem, 결과를 받아 다음 .cpucookie = &cpu_count,로 넘기는 중간 연산이다. 이 줄이 바꾸는 register·field·list link를 찾고, 변경 뒤에도 'early init에서 사용하는 UART, interrupt controller와 timer의 물리 주소는 target memory map과 일치해야 한다' 조건이 유지되는지 확인한다.

127.cpucookie = &cpu_count,

원본 127번 줄의 .cpucookie = &cpu_count,는 앞의 .cpu = cpucallback, 결과를 받아 다음 .pcie = pciecallback,로 넘기는 중간 연산이다. 이 줄이 바꾸는 register·field·list link를 찾고, 변경 뒤에도 'early init에서 사용하는 UART, interrupt controller와 timer의 물리 주소는 target memory map과 일치해야 한다' 조건이 유지되는지 확인한다.

128.pcie = pciecallback,

원본 128번 줄의 .pcie = pciecallback,는 앞의 .cpucookie = &cpu_count, 결과를 받아 다음 .pciecookie = &pcie_state,로 넘기는 중간 연산이다. 이 줄이 바꾸는 register·field·list link를 찾고, 변경 뒤에도 'early init에서 사용하는 UART, interrupt controller와 timer의 물리 주소는 target memory map과 일치해야 한다' 조건이 유지되는지 확인한다.

129.pciecookie = &pcie_state,

원본 129번 줄의 .pciecookie = &pcie_state,는 앞의 .pcie = pciecallback, 결과를 받아 다음 };로 넘기는 중간 연산이다. 이 줄이 바꾸는 register·field·list link를 찾고, 변경 뒤에도 'early init에서 사용하는 UART, interrupt controller와 timer의 물리 주소는 target memory map과 일치해야 한다' 조건이 유지되는지 확인한다.

130};

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

131(빈 줄)

};까지의 동작과 const void *fdt = (void *)KERNEL_BASE;에서 시작하는 동작을 나누는 빈 줄이다. 앞 블록이 만든 app policy 상태가 아래 블록의 입력으로 사용되는 경계다.

132const void *fdt = (void *)KERNEL_BASE;

const void *fdt = (void *)KERNEL_BASE를 선언한다. 함수 안 선언이면 현재 stack frame, file scope와 static이면 image의 data/BSS에 놓인다. 이 값이 platform devices / target policy를 직접 소유하는지 pointer만 빌리는지, 부트 CPU의 동기 실행 문맥를 벗어난 뒤에도 참조되는지 다음 대입과 callback 등록까지 따라간다.

133status_t err = fdt_walk(fdt, &cb);

status_t err = fdt_walk(fdt, &cb)를 선언한다. 함수 안 선언이면 현재 stack frame, file scope와 static이면 image의 data/BSS에 놓인다. 이 값이 platform devices / target policy를 직접 소유하는지 pointer만 빌리는지, 부트 CPU의 동기 실행 문맥를 벗어난 뒤에도 참조되는지 다음 대입과 callback 등록까지 따라간다.

134LTRACEF("fdt_walk returns %d\n", err);

LTRACEF("fdt_walk returns %d\n", err)를 호출한다. 반환값을 직접 사용하지 않으므로 이 함수가 실패를 내부 처리하는지 확인해야 한다. pointer 인자는 platform devices / target policy의 소유권을 넘기는지 호출 동안만 빌리는지 구분하고, 호출 뒤 공개되는 상태를 app policy 항목과 대조한다.

135(빈 줄)

LTRACEF("fdt_walk returns %d\n", err);까지의 동작과 if (err != 0) {에서 시작하는 동작을 나누는 빈 줄이다. 앞 블록이 만든 app policy 상태가 아래 블록의 입력으로 사용되는 경계다.

136if (err != 0) {

err != 0를 검사해 진행 여부를 가른다. 거짓 경로와 참 경로 중 어느 쪽이 'early init에서 사용하는 UART, interrupt controller와 timer의 물리 주소는 target memory map과 일치해야 한다' 조건을 보존하는지 다음 return 또는 goto까지 따라간다.

137printf("FDT: error finding FDT at %p, using default memory & cpu count\n", fdt);

printf("FDT: error finding FDT at %p, using default memory & cpu count\n", fdt)를 호출한다. 반환값을 직접 사용하지 않으므로 이 함수가 실패를 내부 처리하는지 확인해야 한다. pointer 인자는 platform devices / target policy의 소유권을 넘기는지 호출 동안만 빌리는지 구분하고, 호출 뒤 공개되는 상태를 app policy 항목과 대조한다.

138}

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

139(빈 줄)

}까지의 동작과 /* add the main memory arena */에서 시작하는 동작을 나누는 빈 줄이다. 앞 블록이 만든 app policy 상태가 아래 블록의 입력으로 사용되는 경계다.

140/* add the main memory arena */

원본 주석이 'add the main memory arena'라고 기록한 줄이다. 바로 아래 구현이 이 전제와 같은 순서·단위를 사용하는지 대조한다.

141pmm_add_arena(&arena);

pmm_add_arena(&arena)를 호출한다. 반환값을 직접 사용하지 않으므로 이 함수가 실패를 내부 처리하는지 확인해야 한다. pointer 인자는 platform devices / target policy의 소유권을 넘기는지 호출 동안만 빌리는지 구분하고, 호출 뒤 공개되는 상태를 app policy 항목과 대조한다.

142(빈 줄)

pmm_add_arena(&arena);까지의 동작과 /* reserve the first 64k of ram, which should be holding the fdt */에서 시작하는 동작을 나누는 빈 줄이다. 앞 블록이 만든 app policy 상태가 아래 블록의 입력으로 사용되는 경계다.

143/* reserve the first 64k of ram, which should be holding the fdt */

원본 주석이 'reserve the first 64k of ram, which should be holding the fdt'라고 기록한 줄이다. 바로 아래 구현이 이 전제와 같은 순서·단위를 사용하는지 대조한다.

144struct list_node list = LIST_INITIAL_VALUE(list);

struct list_node list = LIST_INITIAL_VALUE(list)를 선언한다. 함수 안 선언이면 현재 stack frame, file scope와 static이면 image의 data/BSS에 놓인다. 이 값이 platform devices / target policy를 직접 소유하는지 pointer만 빌리는지, 부트 CPU의 동기 실행 문맥를 벗어난 뒤에도 참조되는지 다음 대입과 callback 등록까지 따라간다.

145pmm_alloc_range(MEMBASE, 0x10000 / PAGE_SIZE, &list);

pmm_alloc_range(MEMBASE, 0x10000 / PAGE_SIZE, &list)를 호출한다. 반환값을 직접 사용하지 않으므로 이 함수가 실패를 내부 처리하는지 확인해야 한다. pointer 인자는 platform devices / target policy의 소유권을 넘기는지 호출 동안만 빌리는지 구분하고, 호출 뒤 공개되는 상태를 app policy 항목과 대조한다.

146(빈 줄)

pmm_alloc_range(MEMBASE, 0x10000 / PAGE_SIZE, &list);까지의 동작과 /* count the number of secondary cpus */에서 시작하는 동작을 나누는 빈 줄이다. 앞 블록이 만든 app policy 상태가 아래 블록의 입력으로 사용되는 경계다.

147/* count the number of secondary cpus */

원본 주석이 'count the number of secondary cpus'라고 기록한 줄이다. 바로 아래 구현이 이 전제와 같은 순서·단위를 사용하는지 대조한다.

148if (cpu_count == 0) {

cpu_count == 0를 검사해 진행 여부를 가른다. 거짓 경로와 참 경로 중 어느 쪽이 'early init에서 사용하는 UART, interrupt controller와 timer의 물리 주소는 target memory map과 일치해야 한다' 조건을 보존하는지 다음 return 또는 goto까지 따라간다.

149/* if we didn't find any in the FDT, assume max number */

원본 주석이 'if we didn't find any in the FDT, assume max number'라고 기록한 줄이다. 바로 아래 구현이 이 전제와 같은 순서·단위를 사용하는지 대조한다.

150cpu_count = SMP_MAX_CPUS;

cpu_count에 SMP_MAX_CPUS를 = 연산으로 반영해 현재 scope의 계산 결과를 저장한다. 바로 다음 } else if (cpu_count > 0) {가 이 값을 다시 읽으므로 그 전까지 완성된 값이어야 한다. 실패 경로가 이 field를 이전 값으로 되돌리거나 객체 전체를 폐기하는지도 확인한다.

151} else if (cpu_count > 0) {

원본 151번 줄의 } else if (cpu_count > 0) {는 앞의 cpu_count = SMP_MAX_CPUS; 결과를 받아 다음 printf("FDT: found %d cpus\n", cpu_count);로 넘기는 중간 연산이다. 이 줄이 바꾸는 register·field·list link를 찾고, 변경 뒤에도 'early init에서 사용하는 UART, interrupt controller와 timer의 물리 주소는 target memory map과 일치해야 한다' 조건이 유지되는지 확인한다.

152printf("FDT: found %d cpus\n", cpu_count);

printf("FDT: found %d cpus\n", cpu_count)를 호출한다. 반환값을 직접 사용하지 않으므로 이 함수가 실패를 내부 처리하는지 확인해야 한다. pointer 인자는 platform devices / target policy의 소유권을 넘기는지 호출 동안만 빌리는지 구분하고, 호출 뒤 공개되는 상태를 app policy 항목과 대조한다.

153cpu_count = MIN(cpu_count, SMP_MAX_CPUS);

cpu_count에 MIN(cpu_count, SMP_MAX_CPUS)를 = 연산으로 반영해 현재 scope의 계산 결과를 저장한다. 이후 applications 단계가 이 값을 처음 소비하는 지점을 찾는다. 실패 경로가 이 field를 이전 값으로 되돌리거나 객체 전체를 폐기하는지도 확인한다.

154}

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

155(빈 줄)

}까지의 동작과 LTRACEF("booting %d cpus\n", cpu_count);에서 시작하는 동작을 나누는 빈 줄이다. 앞 블록이 만든 app policy 상태가 아래 블록의 입력으로 사용되는 경계다.

156LTRACEF("booting %d cpus\n", cpu_count);

LTRACEF("booting %d cpus\n", cpu_count)를 호출한다. 반환값을 직접 사용하지 않으므로 이 함수가 실패를 내부 처리하는지 확인해야 한다. pointer 인자는 platform devices / target policy의 소유권을 넘기는지 호출 동안만 빌리는지 구분하고, 호출 뒤 공개되는 상태를 app policy 항목과 대조한다.

157(빈 줄)

LTRACEF("booting %d cpus\n", cpu_count);까지의 동작과 /* boot the secondary cpus using the Power State Coordintion Interface */에서 시작하는 동작을 나누는 빈 줄이다. 앞 블록이 만든 app policy 상태가 아래 블록의 입력으로 사용되는 경계다.

158/* boot the secondary cpus using the Power State Coordintion Interface */

원본 주석이 'boot the secondary cpus using the Power State Coordintion Interface'라고 기록한 줄이다. 바로 아래 구현이 이 전제와 같은 순서·단위를 사용하는지 대조한다.

159for (int cpuid = 1; cpuid < cpu_count; cpuid++) {

'for (int cpuid = 1; cpuid < cpu_count; cpuid++) {'가 목록이나 후보를 순회한다. 반복 중 platform devices / target policy를 제거·추가하는 호출이 있는지와 loop 종료 뒤 iterator가 유효한지 확인한다.

160/* note: assumes cpuids are numbered like MPIDR 0:0:0:N */

원본 주석이 'note: assumes cpuids are numbered like MPIDR 0:0:0:N'라고 기록한 줄이다. 바로 아래 구현이 이 전제와 같은 순서·단위를 사용하는지 대조한다.

161int ret = psci_cpu_on(cpuid, MEMBASE + KERNEL_LOAD_OFFSET);

int ret = psci_cpu_on(cpuid, MEMBASE + KERNEL_LOAD_OFFSET)를 선언한다. 함수 안 선언이면 현재 stack frame, file scope와 static이면 image의 data/BSS에 놓인다. 이 값이 platform devices / target policy를 직접 소유하는지 pointer만 빌리는지, 부트 CPU의 동기 실행 문맥를 벗어난 뒤에도 참조되는지 다음 대입과 callback 등록까지 따라간다.

162if (ret != 0) {

ret != 0를 검사해 진행 여부를 가른다. 거짓 경로와 참 경로 중 어느 쪽이 'early init에서 사용하는 UART, interrupt controller와 timer의 물리 주소는 target memory map과 일치해야 한다' 조건을 보존하는지 다음 return 또는 goto까지 따라간다.

163printf("ERROR: psci CPU_ON returns %d\n", ret);

printf("ERROR: psci CPU_ON returns %d\n", ret)를 호출한다. 반환값을 직접 사용하지 않으므로 이 함수가 실패를 내부 처리하는지 확인해야 한다. pointer 인자는 platform devices / target policy의 소유권을 넘기는지 호출 동안만 빌리는지 구분하고, 호출 뒤 공개되는 상태를 app policy 항목과 대조한다.

164}

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

165}

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

166}

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

167(빈 줄)

}까지의 동작과 void platform_init(void) {에서 시작하는 동작을 나누는 빈 줄이다. 앞 블록이 만든 app policy 상태가 아래 블록의 입력으로 사용되는 경계다.

168void platform_init(void) {

platform_init 함수 정의가 시작된다. 입력은 void이며, 부트 CPU의 동기 실행 문맥에서 호출된다는 전제로 반환 전까지의 상태 변화를 읽는다.

169status_t err;

status_t err를 선언한다. 함수 안 선언이면 현재 stack frame, file scope와 static이면 image의 data/BSS에 놓인다. 이 값이 platform devices / target policy를 직접 소유하는지 pointer만 빌리는지, 부트 CPU의 동기 실행 문맥를 벗어난 뒤에도 참조되는지 다음 대입과 callback 등록까지 따라간다.

170(빈 줄)

status_t err;까지의 동작과 uart_init();에서 시작하는 동작을 나누는 빈 줄이다. 앞 블록이 만든 app policy 상태가 아래 블록의 입력으로 사용되는 경계다.

171uart_init();

uart_init(인자 없음)를 호출한다. 반환값을 직접 사용하지 않으므로 이 함수가 실패를 내부 처리하는지 확인해야 한다. pointer 인자는 platform devices / target policy의 소유권을 넘기는지 호출 동안만 빌리는지 구분하고, 호출 뒤 공개되는 상태를 app policy 항목과 대조한다.

172(빈 줄)

uart_init();까지의 동작과 /* detect pci */에서 시작하는 동작을 나누는 빈 줄이다. 앞 블록이 만든 app policy 상태가 아래 블록의 입력으로 사용되는 경계다.

173/* detect pci */

원본 주석이 'detect pci'라고 기록한 줄이다. 바로 아래 구현이 이 전제와 같은 순서·단위를 사용하는지 대조한다.

174#if ARCH_ARM

#if 전처리 지시문으로 이 줄 아래의 code가 binary에 존재할지를 결정한다. architecture 또는 build stage 조건을 여닫는다. 현재 .config와 compiler의 -dD -E 출력에서 실제로 남은 branch를 확인한 뒤 line-by-line 흐름에 포함한다.

175if (pcie_state.info.ecam_base > (1ULL << 32)) {

pcie_state.info.ecam_base > (1ULL << 32)를 검사해 진행 여부를 가른다. 거짓 경로와 참 경로 중 어느 쪽이 'early init에서 사용하는 UART, interrupt controller와 timer의 물리 주소는 target memory map과 일치해야 한다' 조건을 보존하는지 다음 return 또는 goto까지 따라간다.

176// dont try to configure this since we dont have LPAE support

원본 주석이 'dont try to configure this since we dont have LPAE support'라고 기록한 줄이다. 바로 아래 구현이 이 전제와 같은 순서·단위를 사용하는지 대조한다.

177printf("PCIE: skipping pci initialization due to high memory ECAM\n");

printf("PCIE: skipping pci initialization due to high memory ECAM\n")를 호출한다. 반환값을 직접 사용하지 않으므로 이 함수가 실패를 내부 처리하는지 확인해야 한다. pointer 인자는 platform devices / target policy의 소유권을 넘기는지 호출 동안만 빌리는지 구분하고, 호출 뒤 공개되는 상태를 app policy 항목과 대조한다.

DETAILS

내부 동작을 더 깊게 읽기

진입 조건을 먼저 고정한다

arch init에서 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.

platform은 재사용 가능한 SoC/IP 초기화를, target은 보드 wiring과 제품 정책을 담는 것이 기본이다. 서로의 전역 심볼을 직접 침범하는 곳을 찾는다.

중심 객체의 생성과 공개를 나눈다

이 글의 중심 객체는 platform devices / target policy다. 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.

early init에서 사용하는 UART, interrupt controller와 timer의 물리 주소는 target memory map과 일치해야 한다.

성공 flag와 실제 완료 시점을 맞춘다

platform_early_init → GIC/timer/UART → target_init 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 applications에서 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

platform은 SoC, target은 제품 조립을 담당한다

platform layer는 timer, interrupt controller, UART, MMU 같은 SoC 공통 hardware를 초기화하고 target은 board pin, storage layout와 제품 정책을 연결한다. target code가 다른 platform private symbol을 직접 참조하면 재사용 경계가 무너진다.

동일 SoC 여러 board의 차이가 target에 머무는지 build dependency로 확인한다.

early와 normal callback의 허용 기능이 다르다

early callback은 heap, scheduler, interrupt가 없을 수 있어 polling과 static storage만 사용해야 한다. normal callback은 core subsystem 준비 뒤 실행되지만 app보다 앞서야 하는 provider를 공개한다.

각 callback 진입에서 available-service bitmap이나 assertion을 두면 잘못된 API 사용을 빠르게 찾을 수 있다.

초기화 실패 전달 방식을 제품 정책으로 정한다

platform callback이 void이고 hardware failure를 log만 남기면 target과 app이 없는 장치를 계속 사용한다. 필수 장치는 panic, optional 장치는 capability flag를 내려 consumer가 건너뛰게 해야 한다.

board variant별 probe 결과와 target 선택값을 boot log 첫 부분에 고정해 잘못된 image 배포를 구분한다.

OBJECT LIFETIME

객체와 수명

대상	만들어지는 시점	유효 범위	확인할 조건
`platform devices / target policy`	platform_early_init	applications 또는 오류 정리 완료까지	early init에서 사용하는 UART, interrupt controller와 timer의 물리 주소는 target memory map과 일치해야 한다.
입력 buffer / metadata	arch init	parse와 검증이 끝날 때까지	길이, 정렬, 소유권, 변조 가능성
등록된 list / descriptor	GIC/timer/UART	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	platform/target 조합 오류	잘못된 MMIO	platform_early_init
02	timer 이전 IRQ enable	interrupt storm	GIC/timer/UART
03	UART clock 오류	로그 해석 불가	target_init

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 'void platform_early_init'`	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
QEMU device tree와 platform MMIO 상수 비교
platform_early_init 진입 전후에 architecture layer의 주소·크기·반환값과 timestamp를 함께 남긴다. 결과는 정상 부팅 여부로 끝내지 말고 early init에서 사용하는 UART, interrupt controller와 timer의 물리 주소는 target memory map과 일치해야 한다. 조건이 처음 깨지는 줄을 기록한다.
02
target만 바꾼 build의 module diff
GIC/timer/UART 진입 전후에 SoC platform의 주소·크기·반환값과 timestamp를 함께 남긴다. 결과는 정상 부팅 여부로 끝내지 말고 early init에서 사용하는 UART, interrupt controller와 timer의 물리 주소는 target memory map과 일치해야 한다. 조건이 처음 깨지는 줄을 기록한다.
03
각 init 뒤 MMIO readback 기록
target_init 진입 전후에 board target의 주소·크기·반환값과 timestamp를 함께 남긴다. 결과는 정상 부팅 여부로 끝내지 말고 early init에서 사용하는 UART, interrupt controller와 timer의 물리 주소는 target memory map과 일치해야 한다. 조건이 처음 깨지는 줄을 기록한다.

PRIMARY REFERENCES

원문과 다음 글

platform/qemu-virt-arm/platform.cupstream 1eb9917 원본 파일 LK source tree기준 commit 1eb99171efae