init process 실행

읽는 지도

부팅 코드는 이미 완성된 커널 위에서 실행되는 코드가 아니다. allocator, scheduler, IRQ, RCU, driver core가 아직 부분적으로만 준비된 상태에서 다음 단계의 전제 조건을 만드는 코드다. 따라서 함수 호출 순서보다 '이 호출 이후 무엇이 가능해지는가'를 표시해야 한다.

먼저 볼 것

함수 이름보다 입력 객체와 출력 객체를 먼저 본다. 이 토픽에서 어떤 구조체가 생성, 연결, publish, retire되는지 표시한다.

다음에 볼 것

정상 경로와 실패 경로를 같은 무게로 본다. kernel code의 품질은 성공 path보다 error unwind, hotplug, teardown에서 더 잘 드러난다.

그림 1. init process 실행 이 kernel 안에서 놓이는 위치

bootloader stateFDT, initrd, command line, image placement

→

early kernelmemblock, early params, boot CPU identity

→

generic initallocator, scheduler, IRQ, timekeeping

→

pid 1 / kthreaddinitcall, rootfs, userspace handoff

왼쪽은 입력 또는 상위 계층이고, 오른쪽으로 갈수록 실제 상태 변경이 커진다. 문C식으로 읽을 때는 이 그림을 먼저 머리에 놓고 코드 조각을 끼워 넣는다.

원본 코드 좌표

Linux 6.18.37 LTS에서 열 파일

원본 코드:

Linux 6.18.37 LTS: init/main.c
Linux 6.18.37 LTS: fs/exec.c
Linux 6.18.37 LTS: init/do_mounts.c
Linux 6.18.37 LTS: Documentation/admin-guide/init.rst

설명: 첫 파일은 보통 진입 함수가 있는 곳이고, 나머지는 구조체 정의, architecture glue, callback 구현을 확인할 때 같이 연다. 파일을 여러 개 놓고 봐야 이 토픽의 boundary가 보인다.

GitHub 원본:

init/main.c fs/exec.c init/do_mounts.c Documentation/admin-guide/init.rst

대표 코드

static int __ref kernel_init

원본 코드: init/main.c, around line 1423

void __weak free_initmem(void)
{
	free_initmem_default(POISON_FREE_INITMEM);
}

static int __ref kernel_init(void *unused)
{
	int ret;

	/*
	 * Wait until kthreadd is all set-up.
	 */
	wait_for_completion(&kthreadd_done);

	kernel_init_freeable();
	/* need to finish all async __init code before freeing the memory */
	async_synchronize_full();

	system_state = SYSTEM_FREEING_INITMEM;
	kprobe_free_init_mem();
	ftrace_free_init_mem();
	kgdb_free_init_mem();
	exit_boot_config();
	free_initmem();
	mark_readonly();

	/*
	 * Kernel mappings are now finalized - update the userspace page-table
	 * to finalize PTI.
	 */
	pti_finalize();

	system_state = SYSTEM_RUNNING;
	numa_default_policy();

	rcu_end_inkernel_boot();

	do_sysctl_args();

	if (ramdisk_execute_command) {

읽는 법: 이 절편에서 먼저 볼 것은 return 값이 아니라 상태 변경이다. 어떤 lock을 잡은 뒤 어떤 필드를 바꾸는지, 실패하면 어느 label로 빠지는지, 그리고 바뀐 상태를 다음 호출자가 어떤 전제로 소비하는지 표시한다.

run_init_process

원본 코드: init/main.c, around line 1336

	trace_initcall_level("early");
	for (fn = __initcall_start; fn < __initcall0_start; fn++)
		do_one_initcall(initcall_from_entry(fn));
}

static int run_init_process(const char *init_filename)
{
	const char *const *p;

	argv_init[0] = init_filename;
	pr_info("Run %s as init process\n", init_filename);
	pr_debug("  with arguments:\n");
	for (p = argv_init; *p; p++)
		pr_debug("    %s\n", *p);
	pr_debug("  with environment:\n");
	for (p = envp_init; *p; p++)
		pr_debug("    %s\n", *p);
	return kernel_execve(init_filename, argv_init, envp_init);
}

static int try_to_run_init_process(const char *init_filename)
{
	int ret;

	ret = run_init_process(init_filename);

	if (ret && ret != -ENOENT) {
		pr_err("Starting init: %s exists but couldn't execute it (error %d)\n",
		       init_filename, ret);
	}

	return ret;
}

static noinline void __init kernel_init_freeable(void);

#if defined(CONFIG_STRICT_KERNEL_RWX) || defined(CONFIG_STRICT_MODULE_RWX)
bool rodata_enabled __ro_after_init = true;

#ifndef arch_parse_debug_rodata

함수별 독해

kernel thread였던 pid 1이 실제 /init 또는 /sbin/init 계열 userspace image로 exec되는 마지막 부팅 경계다.

이 섹션은 원본 코드 발췌를 함수 이름 단위로 끊어, 각 함수가 어떤 전제 조건을 만들고 다음 함수가 무엇을 소비하는지 추적한다.

그림 2. init process 실행 함수 체인과 관찰 지점

entrycaller가 넘기는 객체와 context를 확정

→

static int __ref kernel_initinit= 경로 우선

→

run_init_processinitramfs 경로 확인

→

observable statetracepoint, counter, sysfs/proc에서 확인되는 결과

각 노드는 독립 함수가 아니라 전제 조건을 생산하고 소비하는 연결점이다. 코드를 읽을 때는 노드 사이에서 어떤 필드가 바뀌는지 표시한다.

1. `static int __ref kernel_init`

static int __ref kernel_init 주변에서는 execute_command를 중심으로 본다. 이 필드는 init= 지정 경로 역할을 하므로, 함수가 끝날 때 explicit init tried 상태가 실제로 성립했는지 확인해야 한다.

원본 코드에서 볼 순서는 입력 범위 검증, 중심 필드 갱신, 다른 계층에 보이는 publish 지점, 실패 시 되돌림 순서다. 이 네 칸이 맞아야 다음 함수가 init= 경로 우선을 전제로 삼을 수 있다.

자주 틀리는 해석: initramfs가 unpack됐는지 확인하지 않고 init 실패를 단정함

2. `run_init_process`

run_init_process 주변에서는 ramdisk_execute_command를 중심으로 본다. 이 필드는 rdinit= 지정 경로 역할을 하므로, 함수가 끝날 때 ramdisk init tried 상태가 실제로 성립했는지 확인해야 한다.

원본 코드에서 볼 순서는 입력 범위 검증, 중심 필드 갱신, 다른 계층에 보이는 publish 지점, 실패 시 되돌림 순서다. 이 네 칸이 맞아야 다음 함수가 initramfs 경로 확인을 전제로 삼을 수 있다.

자주 틀리는 해석: execve 오류 번호를 무시함

함수	입력	상태 변경	검증 질문
static int __ref kernel_init	execute_command, caller context, subsystem 전제 조건	explicit init tried: init= 경로 우선	initramfs가 unpack됐는지 확인하지 않고 init 실패를 단정함 문제를 코드상 어느 조건문 또는 error label에서 분리하는가
run_init_process	ramdisk_execute_command, caller context, subsystem 전제 조건	ramdisk init tried: initramfs 경로 확인	execve 오류 번호를 무시함 문제를 코드상 어느 조건문 또는 error label에서 분리하는가

구조체 / 필드 해설

여기서는 “어떤 구조체가 있다”가 아니라 그 필드가 어느 단계에서 쓰기 가능하고 어느 단계부터 관찰 가능한지를 본다. 박사급 리뷰에서는 필드의 뜻보다 보호 규칙이 먼저다.

그림 3. init process 실행 핵심 필드 연결

execute_commandinit= 지정 경로

→

ramdisk_execute_commandrdinit= 지정 경로

→

try_to_run_init_processfallback 실행

→

kernel_execvekernel에서 execve로 전환

필드는 구조체 안에 흩어져 있지만, 실제 실행에서는 위 순서로 의미가 이어진다.

필드	읽는 법	확인
execute_command	init= 지정 경로	누가 쓰고, 누가 보호하고, 언제 lifetime이 끝나는지 원본 코드에서 확인
ramdisk_execute_command	rdinit= 지정 경로	누가 쓰고, 누가 보호하고, 언제 lifetime이 끝나는지 원본 코드에서 확인
try_to_run_init_process	fallback 실행	누가 쓰고, 누가 보호하고, 언제 lifetime이 끝나는지 원본 코드에서 확인
kernel_execve	kernel에서 execve로 전환	누가 쓰고, 누가 보호하고, 언제 lifetime이 끝나는지 원본 코드에서 확인

상태 전이 그림

상태 전이를 따로 그리는 이유는 정상 path와 실패 path를 같은 표에서 보기 위해서다. 커널 regression은 흔히 마지막 상태가 아니라 중간 상태를 외부에 publish한 뒤 rollback하지 못해서 생긴다.

그림 4. init process 실행 상태 전이

explicit init triedinit= 경로 우선

→

ramdisk init triedinitramfs 경로 확인

→

fallback chain/sbin/init 등 순차 시도

→

panic on failure마지막 실패가 boot panic으로 드러남

상태 전이는 단방향처럼 그렸지만, 실패 경로에서는 대부분 역순 rollback이 붙는다.

상태	의미	진입 조건	깨지는 지점
explicit init tried	init= 경로 우선	앞 단계 함수가 전제 조건을 만들고 error path가 정리된 뒤	다음 단계가 이 상태를 너무 일찍 소비하거나 늦게 정리할 때
ramdisk init tried	initramfs 경로 확인	앞 단계 함수가 전제 조건을 만들고 error path가 정리된 뒤	다음 단계가 이 상태를 너무 일찍 소비하거나 늦게 정리할 때
fallback chain	/sbin/init 등 순차 시도	앞 단계 함수가 전제 조건을 만들고 error path가 정리된 뒤	다음 단계가 이 상태를 너무 일찍 소비하거나 늦게 정리할 때
panic on failure	마지막 실패가 boot panic으로 드러남	앞 단계 함수가 전제 조건을 만들고 error path가 정리된 뒤	다음 단계가 이 상태를 너무 일찍 소비하거나 늦게 정리할 때

init process 실행 review rule = state transition + owner transition + visibility transition

불변조건 / 실패 케이스

lifetime

init process 실행 의 중심 객체가 publish된 뒤에는 마지막 참조가 사라지기 전까지 teardown path가 모든 callback, timer, IRQ, worker와 경합하지 않아야 한다.

ordering

상태 필드를 바꾼 뒤 다른 CPU나 하위 계층이 관찰할 수 있다면 lock, barrier, refcount, RCU 중 어느 장치가 visibility를 보장하는지 확인한다.

error unwind

중간 단계 실패는 성공 단계의 역순으로 되돌아가야 한다. goto label이 많은 코드는 label 이름보다 어느 resource가 이미 획득됐는지를 표로 적는다.

bring-up symptom

embedded bring-up에서는 panic보다 silence, timeout, deferred probe, interrupt flood처럼 간접 증상으로 드러나는 경우가 많다.

주의

initramfs가 unpack됐는지 확인하지 않고 init 실패를 단정함

주의

execve 오류 번호를 무시함

주의

console이 안 잡혀 panic 원인을 놓침

계측 / 검증

계측은 printk 위치 경쟁이 아니라 가설 검증이다. 먼저 위 상태표에서 멈춘 state를 정하고, 그 state를 바꾸는 함수와 그 결과를 소비하는 함수를 동시에 본다.

도구	보는 것	해석
initcall_debug	init process 실행 의 상태 전이가 어느 지점에서 멈추는지 확인	로그가 찍힌 위치를 완료 시점으로 단정하지 말고, 바로 앞뒤 필드 변경을 원본에서 확인
strace unavailable so use printk around kernel_execve	init process 실행 의 상태 전이가 어느 지점에서 멈추는지 확인	로그가 찍힌 위치를 완료 시점으로 단정하지 말고, 바로 앞뒤 필드 변경을 원본에서 확인
dmesg init	init process 실행 의 상태 전이가 어느 지점에서 멈추는지 확인	로그가 찍힌 위치를 완료 시점으로 단정하지 말고, 바로 앞뒤 필드 변경을 원본에서 확인
bootconfig init=	init process 실행 의 상태 전이가 어느 지점에서 멈추는지 확인	로그가 찍힌 위치를 완료 시점으로 단정하지 말고, 바로 앞뒤 필드 변경을 원본에서 확인

기본 추적 골격:

# 예시: tracefs가 켜진 보드에서 토픽별 event를 좁혀 본다.
mount -t tracefs nodev /sys/kernel/tracing
echo function_graph > /sys/kernel/tracing/current_tracer
echo ':mod:*' > /sys/kernel/tracing/set_ftrace_filter
cat /sys/kernel/tracing/trace_pipe

연구 질문

init process 실행 의 state machine을 네 단계로 줄였을 때, 실제 코드에서 빠지는 intermediate state는 무엇인가?
init process 실행 의 fast path가 생략한 검사는 어느 init path 또는 slow path에서 보증되는가?
실험으로 확인한다면 'initramfs가 unpack됐는지 확인하지 않고 init 실패를 단정함' 문제를 어떤 tracepoint와 counter로 분리할 수 있는가?
실험으로 확인한다면 'execve 오류 번호를 무시함' 문제를 어떤 tracepoint와 counter로 분리할 수 있는가?