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Scheduler · Linux 6.18.37 LTS · source + diagram note

NOHZ

최신 LTS 기준: kernel.org longterm 6.18.37 기준으로 파일 위치와 링크를 맞춘 원본 코드 분석 노트입니다. tickless idle와 scheduler accounting.

전체 흐름

scheduler는 runnable entity를 시간, priority, capacity, energy, isolation constraint에 매핑하는 정책 기계다. 한 함수가 맞는지만 보면 안 되고, enqueue/dequeue/update/pick/migrate 사이의 conservation law를 봐야 한다.

핵심 확인 사항

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

오류 처리 확인

정상 경로와 실패 경로를 함께 확인한다. 성공 경로뿐 아니라 오류 복구, hotplug, 해제 과정에서 상태가 올바르게 정리되는지 점검한다.

그림 1. NOHZ 이 kernel 안에서 놓이는 위치
task_structstate, policy, cpus_allowed, se
sched_entityvruntime, load_avg, cgroup entity
rq / cfs_rqper-CPU runnable set and clock
context switchpick_next_task, switch_to, accounting

왼쪽에서 오른쪽으로 갈수록 실제 상태 변경이 커진다. 각 코드 조각이 어느 단계에 해당하는지 대조한다.

소스 코드 위치

먼저 확인할 Linux 6.18.37 LTS 소스 파일

원본 코드:
Linux 6.18.37 LTS: kernel/time/tick-sched.c
Linux 6.18.37 LTS: kernel/sched/core.c
Linux 6.18.37 LTS: kernel/rcu/tree_plugin.h

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.

대표 코드

tick_nohz_idle_enter

원본 코드: kernel/time/tick-sched.c, 1150행 부근
	 */
	timer_clear_idle();
}

/**
 * tick_nohz_idle_enter - prepare for entering idle on the current CPU
 *
 * Called when we start the idle loop.
 */
void tick_nohz_idle_enter(void)
{
	struct tick_sched *ts;

	lockdep_assert_irqs_enabled();

	local_irq_disable();

	ts = this_cpu_ptr(&tick_cpu_sched);

	WARN_ON_ONCE(ts->timer_expires_base);

	ts->inidle = 1;
	tick_nohz_start_idle(ts);

	local_irq_enable();
}

/**
 * tick_nohz_irq_exit - update next tick event from interrupt exit
 *
 * When an interrupt fires while we are idle and it doesn't cause
 * a reschedule, it may still add, modify or delete a timer, enqueue
 * an RCU callback, etc...
 * So we need to re-calculate and reprogram the next tick event.
 */
void tick_nohz_irq_exit(void)
{
	struct tick_sched *ts = this_cpu_ptr(&tick_cpu_sched);

	if (ts->inidle)

확인 사항: 이 코드에서는 반환값보다 상태 변경을 먼저 확인한다. 어느 잠금을 획득한 뒤 어떤 필드를 바꾸는지, 실패 시 어느 레이블로 분기하는지, 변경된 상태를 다음 호출자가 어떤 전제로 사용하는지 추적한다.

nohz_balance_enter_idle

원본 코드: kernel/time/tick-sched.c, 1132행 부근
		ts->idle_sleeps++;
		ts->idle_expires = expires;

		if (!was_stopped && ts->tick_stopped) {
			ts->idle_jiffies = ts->last_jiffies;
			nohz_balance_enter_idle(cpu);
		}
	} else {
		tick_nohz_retain_tick(ts);
	}
}

void tick_nohz_idle_retain_tick(void)
{
	tick_nohz_retain_tick(this_cpu_ptr(&tick_cpu_sched));
	/*
	 * Undo the effect of get_next_timer_interrupt() called from
	 * tick_nohz_next_event().
	 */
	timer_clear_idle();
}

/**
 * tick_nohz_idle_enter - prepare for entering idle on the current CPU
 *
 * Called when we start the idle loop.
 */
void tick_nohz_idle_enter(void)
{
	struct tick_sched *ts;

	lockdep_assert_irqs_enabled();

	local_irq_disable();

	ts = this_cpu_ptr(&tick_cpu_sched);

	WARN_ON_ONCE(ts->timer_expires_base);

	ts->inidle = 1;

확인 사항: 이 코드에서는 반환값보다 상태 변경을 먼저 확인한다. 어느 잠금을 획득한 뒤 어떤 필드를 바꾸는지, 실패 시 어느 레이블로 분기하는지, 변경된 상태를 다음 호출자가 어떤 전제로 사용하는지 추적한다.

함수별 분석

idle 또는 full-dynticks CPU에서 scheduler tick을 줄이면서도 accounting과 RCU progress를 유지하는 경로다.

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

그림 2. NOHZ 함수 체인과 관찰 지점
entrycaller가 넘기는 객체와 context를 확정
tick_nohz_idle_entertick stop 후보
nohz_balance_enter_idleperiodic interrupt 감소
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. tick_nohz_idle_enter

tick_nohz_idle_enter 주변에서는 tick_sched를 중심으로 본다. 이 필드는 CPU별 tickless state 역할을 하므로, 함수가 끝날 때 idle entered 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 tick stop 후보을 전제로 삼을 수 있다.

자주 틀리는 해석: tick이 없으면 time accounting도 없다고 착각함

2. nohz_balance_enter_idle

nohz_balance_enter_idle 주변에서는 nohz_idle_balance를 중심으로 본다. 이 필드는 idle CPU balancing flag 역할을 하므로, 함수가 끝날 때 tick stopped 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 periodic interrupt 감소을 전제로 삼을 수 있다.

자주 틀리는 해석: RCU quiescent state와 scheduler idle을 동일시함

함수입력상태 변경검증 질문
tick_nohz_idle_entertick_sched, caller context, subsystem 전제 조건idle entered: tick stop 후보tick이 없으면 time accounting도 없다고 착각함 문제를 코드상 어느 조건문 또는 error label에서 분리하는가
nohz_balance_enter_idlenohz_idle_balance, caller context, subsystem 전제 조건tick stopped: periodic interrupt 감소RCU quiescent state와 scheduler idle을 동일시함 문제를 코드상 어느 조건문 또는 error label에서 분리하는가

구조체와 필드

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

그림 3. NOHZ 핵심 필드 연결
tick_schedCPU별 tickless state
nohz_idle_balanceidle CPU balancing flag
rcu_dynticksRCU quiescent state accounting
rq->nohz_flagsscheduler side flag

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

필드읽는 법확인
tick_schedCPU별 tickless state누가 쓰고, 누가 보호하고, 언제 lifetime이 끝나는지 원본 코드에서 확인
nohz_idle_balanceidle CPU balancing flag누가 쓰고, 누가 보호하고, 언제 lifetime이 끝나는지 원본 코드에서 확인
rcu_dynticksRCU quiescent state accounting누가 쓰고, 누가 보호하고, 언제 lifetime이 끝나는지 원본 코드에서 확인
rq->nohz_flagsscheduler side flag누가 쓰고, 누가 보호하고, 언제 lifetime이 끝나는지 원본 코드에서 확인

실행 단계와 상태 변화

실행 단계를 따로 정리하면 정상 경로와 실패 경로를 나란히 비교할 수 있다. 커널 문제는 최종 결과보다 준비가 덜 된 중간 상태를 다른 코드에 공개한 뒤, 실패 시 제대로 정리하지 못할 때 자주 발생한다.

그림 4. NOHZ 실행 단계
idle enteredtick stop 후보
tick stoppedperiodic interrupt 감소
remote accounting다른 CPU가 balance 필요 표시
tick restartedevent or workload로 복귀

화살표는 정상 진행 방향을 나타낸다. 중간 단계에서 실패하면 각 단계의 오류 처리 또는 대체 경로로 이동한다.

상태의미진입 조건깨지는 지점
idle enteredtick stop 후보앞 단계 함수가 전제 조건을 만들고 error path가 정리된 뒤다음 단계가 이 상태를 너무 일찍 소비하거나 늦게 정리할 때
tick stoppedperiodic interrupt 감소앞 단계 함수가 전제 조건을 만들고 error path가 정리된 뒤다음 단계가 이 상태를 너무 일찍 소비하거나 늦게 정리할 때
remote accounting다른 CPU가 balance 필요 표시앞 단계 함수가 전제 조건을 만들고 error path가 정리된 뒤다음 단계가 이 상태를 너무 일찍 소비하거나 늦게 정리할 때
tick restartedevent or workload로 복귀앞 단계 함수가 전제 조건을 만들고 error path가 정리된 뒤다음 단계가 이 상태를 너무 일찍 소비하거나 늦게 정리할 때
NOHZ 검토 기준 = 상태 변화 + 소유권 변화 + 외부 공개 시점

불변 조건과 실패 사례

lifetime

NOHZ의 핵심 객체가 외부에 공개된 뒤에는 마지막 참조가 사라질 때까지 해제 경로가 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.

오류 복구

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

tick이 없으면 time accounting도 없다고 착각함

주의

RCU quiescent state와 scheduler idle을 동일시함

주의

NOHZ full과 idle nohz를 섞음

계측과 검증

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

도구보는 것해석
trace_tick_stopNOHZ 실행이 어느 단계에서 멈추는지 확인로그가 찍힌 위치를 완료 시점으로 단정하지 말고, 바로 앞뒤 필드 변경을 원본에서 확인
rcu_dyntickNOHZ 실행이 어느 단계에서 멈추는지 확인로그가 찍힌 위치를 완료 시점으로 단정하지 말고, 바로 앞뒤 필드 변경을 원본에서 확인
osnoise tracerNOHZ 실행이 어느 단계에서 멈추는지 확인로그가 찍힌 위치를 완료 시점으로 단정하지 말고, 바로 앞뒤 필드 변경을 원본에서 확인
/sys/devices/system/cpu/nohz_fullNOHZ 실행이 어느 단계에서 멈추는지 확인로그가 찍힌 위치를 완료 시점으로 단정하지 말고, 바로 앞뒤 필드 변경을 원본에서 확인
기본 추적 경로:
# 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

추가 확인 사항

  • NOHZ 의 state machine을 네 단계로 줄였을 때, 실제 코드에서 빠지는 intermediate state는 무엇인가?
  • NOHZ 의 fast path가 생략한 검사는 어느 init path 또는 slow path에서 보증되는가?
  • 실험으로 확인한다면 'tick이 없으면 time accounting도 없다고 착각함' 문제를 어떤 tracepoint와 counter로 분리할 수 있는가?
  • 실험으로 확인한다면 'RCU quiescent state와 scheduler idle을 동일시함' 문제를 어떤 tracepoint와 counter로 분리할 수 있는가?