sched_init

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. sched_init 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/sched/core.c
Linux 6.18.37 LTS: kernel/sched/fair.c
Linux 6.18.37 LTS: include/linux/sched.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.

GitHub 원본:

kernel/sched/core.c kernel/sched/fair.c include/linux/sched.h

대표 코드

void __init sched_init

원본 코드: kernel/sched/core.c, 9846행 부근

	sched_core_cpu_dying(cpu);
	return 0;
}
#endif

void __init sched_init_smp(void)
{
	sched_init_numa(NUMA_NO_NODE);

	/*
	 * There's no userspace yet to cause hotplug operations; hence all the
	 * CPU masks are stable and all blatant races in the below code cannot
	 * happen.
	 */
	mutex_lock(&sched_domains_mutex);
	sched_init_domains(cpu_active_mask);
	mutex_unlock(&sched_domains_mutex);

	/* Move init over to a non-isolated CPU */
	if (set_cpus_allowed_ptr(current, housekeeping_cpumask(HK_TYPE_DOMAIN)) < 0)
		BUG();
	current->flags &= ~PF_NO_SETAFFINITY;
	sched_init_granularity();

	init_sched_rt_class();
	init_sched_dl_class();

	sched_smp_initialized = true;
}

static int __init migration_init(void)
{
	sched_cpu_starting(smp_processor_id());
	return 0;
}
early_initcall(migration_init);

#else
void __init sched_init_smp(void)
{

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.

init_idle

원본 코드: kernel/sched/core.c, 4486행 부근


/*
 * Perform scheduler related setup for a newly forked process p.
 * p is forked by current.
 *
 * __sched_fork() is basic setup used by init_idle() too:
 */
static void __sched_fork(unsigned long clone_flags, struct task_struct *p)
{
	p->on_rq			= 0;

	p->se.on_rq			= 0;
	p->se.exec_start		= 0;
	p->se.sum_exec_runtime		= 0;
	p->se.prev_sum_exec_runtime	= 0;
	p->se.nr_migrations		= 0;
	p->se.vruntime			= 0;
	p->se.vlag			= 0;
	p->se.slice			= sysctl_sched_base_slice;
	INIT_LIST_HEAD(&p->se.group_node);

#ifdef CONFIG_FAIR_GROUP_SCHED
	p->se.cfs_rq			= NULL;
#endif

#ifdef CONFIG_SCHEDSTATS
	/* Even if schedstat is disabled, there should not be garbage */
	memset(&p->stats, 0, sizeof(p->stats));
#endif

	RB_CLEAR_NODE(&p->dl.rb_node);
	init_dl_task_timer(&p->dl);
	init_dl_inactive_task_timer(&p->dl);
	__dl_clear_params(p);

	INIT_LIST_HEAD(&p->rt.run_list);
	p->rt.timeout		= 0;
	p->rt.time_slice	= sched_rr_timeslice;
	p->rt.on_rq		= 0;
	p->rt.on_list		= 0;

함수별 분석

scheduler class와 per-CPU runqueue를 초기화해 이후 task wakeup과 context switch가 의미를 갖게 만드는 초기화다.

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

그림 2. sched_init 함수 체인과 관찰 지점

entrycaller가 넘기는 객체와 context를 확정

→

void __init sched_initper-CPU queue 초기화

→

init_idlescheduling class 순서 확정

→

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. `void __init sched_init`

void __init sched_init 주변에서는 rq를 중심으로 본다. 이 필드는 CPU별 scheduler state 역할을 하므로, 함수가 끝날 때 rq zeroed 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 per-CPU queue 초기화을 전제로 삼을 수 있다.

자주 틀리는 해석: scheduler 초기화 전 sleep 가능성을 과대평가함

2. `init_idle`

init_idle 주변에서는 init_task를 중심으로 본다. 이 필드는 boot CPU current 역할을 하므로, 함수가 끝날 때 class linked 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 scheduling class 순서 확정을 전제로 삼을 수 있다.

자주 틀리는 해석: idle task와 pid 0/1 역할을 혼동함

함수	입력	상태 변경	검증 질문
void __init sched_init	rq, caller context, subsystem 전제 조건	rq zeroed: per-CPU queue 초기화	scheduler 초기화 전 sleep 가능성을 과대평가함 문제를 코드상 어느 조건문 또는 error label에서 분리하는가
init_idle	init_task, caller context, subsystem 전제 조건	class linked: scheduling class 순서 확정	idle task와 pid 0/1 역할을 혼동함 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. sched_init 핵심 필드 연결

rqCPU별 scheduler state

→

init_taskboot CPU current

→

root_task_groupcgroup scheduling root

→

sched_class chainfair/rt/dl/idle dispatch order

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

필드	읽는 법	확인
rq	CPU별 scheduler state	누가 쓰고, 누가 보호하고, 언제 lifetime이 끝나는지 원본 코드에서 확인
init_task	boot CPU current	누가 쓰고, 누가 보호하고, 언제 lifetime이 끝나는지 원본 코드에서 확인
root_task_group	cgroup scheduling root	누가 쓰고, 누가 보호하고, 언제 lifetime이 끝나는지 원본 코드에서 확인
sched_class chain	fair/rt/dl/idle dispatch order	누가 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. sched_init 실행 단계

rq zeroedper-CPU queue 초기화

→

class linkedscheduling class 순서 확정

→

idle task attachedCPU별 idle 기준 생성

→

load tracking preparedPELT/accounting 기반 준비

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

상태	의미	진입 조건	깨지는 지점
rq zeroed	per-CPU queue 초기화	앞 단계 함수가 전제 조건을 만들고 error path가 정리된 뒤	다음 단계가 이 상태를 너무 일찍 소비하거나 늦게 정리할 때
class linked	scheduling class 순서 확정	앞 단계 함수가 전제 조건을 만들고 error path가 정리된 뒤	다음 단계가 이 상태를 너무 일찍 소비하거나 늦게 정리할 때
idle task attached	CPU별 idle 기준 생성	앞 단계 함수가 전제 조건을 만들고 error path가 정리된 뒤	다음 단계가 이 상태를 너무 일찍 소비하거나 늦게 정리할 때
load tracking prepared	PELT/accounting 기반 준비	앞 단계 함수가 전제 조건을 만들고 error path가 정리된 뒤	다음 단계가 이 상태를 너무 일찍 소비하거나 늦게 정리할 때

sched_init 검토 기준 = 상태 변화 + 소유권 변화 + 외부 공개 시점

불변 조건과 실패 사례

lifetime

sched_init의 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

scheduler 초기화 전 sleep 가능성을 과대평가함

주의

idle task와 pid 0/1 역할을 혼동함

주의

class chain 순서를 priority 숫자로만 이해함

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.

도구	보는 것	해석
/proc/sched_debug	sched_init 실행이 어느 단계에서 멈추는지 확인	로그가 찍힌 위치를 완료 시점으로 단정하지 말고, 바로 앞뒤 필드 변경을 원본에서 확인
sched_switch	sched_init 실행이 어느 단계에서 멈추는지 확인	로그가 찍힌 위치를 완료 시점으로 단정하지 말고, 바로 앞뒤 필드 변경을 원본에서 확인
ftrace:sched_init	sched_init 실행이 어느 단계에서 멈추는지 확인	로그가 찍힌 위치를 완료 시점으로 단정하지 말고, 바로 앞뒤 필드 변경을 원본에서 확인
initcall_debug	sched_init 실행이 어느 단계에서 멈추는지 확인	로그가 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

sched_init 의 state machine을 네 단계로 줄였을 때, 실제 코드에서 빠지는 intermediate state는 무엇인가?
sched_init 의 fast path가 생략한 검사는 어느 init path 또는 slow path에서 보증되는가?
실험으로 확인한다면 'scheduler 초기화 전 sleep 가능성을 과대평가함' 문제를 어떤 tracepoint와 counter로 분리할 수 있는가?
실험으로 확인한다면 'idle task와 pid 0/1 역할을 혼동함' 문제를 어떤 tracepoint와 counter로 분리할 수 있는가?