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.
함수 이름보다 입력 객체와 출력 객체를 먼저 본다. 이 토픽에서 어떤 구조체가 생성, 연결, publish, retire되는지 표시한다.
정상 경로와 실패 경로를 같은 무게로 본다. kernel code의 품질은 성공 path보다 error unwind, hotplug, teardown에서 더 잘 드러난다.
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
Linux 6.18.37 LTS: arch/arm64/kernel/setup.c
Linux 6.18.37 LTS: arch/arm64/mm/init.c
Linux 6.18.37 LTS: arch/arm64/mm/mmu.c
Linux 6.18.37 LTS: drivers/of/fdt.c설명: 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
setup_machine_fdt
early_fixmap_init();
early_fdt_ptr = fixmap_remap_fdt(dt_phys, &fdt_size, PAGE_KERNEL);
}
static void __init setup_machine_fdt(phys_addr_t dt_phys)
{
int size;
void *dt_virt = fixmap_remap_fdt(dt_phys, &size, PAGE_KERNEL);
const char *name;
if (dt_virt)
memblock_reserve(dt_phys, size);
if (!dt_virt || !early_init_dt_scan(dt_virt)) {
pr_crit("\n"
"Error: invalid device tree blob at physical address %pa (virtual address 0x%px)\n"
"The dtb must be 8-byte aligned and must not exceed 2 MB in size\n"
"\nPlease check your bootloader.",
&dt_phys, dt_virt);
/*
* Note that in this _really_ early stage we cannot even BUG()
* or oops, so the least terrible thing to do is cpu_relax(),
* or else we could end-up printing non-initialized data, etc.
*/
while (true)
cpu_relax();
}
/* Early fixups are done, map the FDT as read-only now */
fixmap_remap_fdt(dt_phys, &size, PAGE_KERNEL_RO);
name = of_flat_dt_get_machine_name();
if (!name)
return;
pr_info("Machine model: %s\n", name);
dump_stack_set_arch_desc("%s (DT)", name);
}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.
arm64_memblock_init
pr_warn(FW_BUG "Kernel image misaligned at boot, please fix your bootloader!");
WARN_TAINT(mmu_enabled_at_boot, TAINT_FIRMWARE_WORKAROUND,
FW_BUG "Booted with MMU enabled!");
}
arm64_memblock_init();
paging_init();
acpi_table_upgrade();
/* Parse the ACPI tables for possible boot-time configuration */
acpi_boot_table_init();
if (acpi_disabled)
unflatten_device_tree();
bootmem_init();
kasan_init();
request_standard_resources();
early_ioremap_reset();
if (acpi_disabled)
psci_dt_init();
else
psci_acpi_init();
init_bootcpu_ops();
smp_init_cpus();
smp_build_mpidr_hash();
/* Init percpu seeds for random tags after cpus are set up. */
kasan_init_sw_tags();
#ifdef CONFIG_ARM64_SW_TTBR0_PAN
/*
* Make sure init_thread_info.ttbr0 always generates translation읽는 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.
함수별 독해
arm64가 bootloader에게 받은 FDT, memory map, CPU feature, initrd 위치를 generic kernel이 이해할 수 있는 상태로 정규화하는 관문이다.
이 섹션은 원본 코드 발췌를 함수 이름 단위로 끊어, 각 함수가 어떤 전제 조건을 만들고 다음 함수가 무엇을 소비하는지 추적한다.
각 노드는 독립 함수가 아니라 전제 조건을 생산하고 소비하는 연결점이다. 코드를 읽을 때는 노드 사이에서 어떤 필드가 바뀌는지 표시한다.
1. setup_machine_fdt
setup_machine_fdt 주변에서는 boot_command_line를 중심으로 본다. 이 필드는 early param과 일반 param으로 갈라질 문자열 역할을 하므로, 함수가 끝날 때 FDT accepted 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 DTB magic과 위치가 검증됨을 전제로 삼을 수 있다.
자주 틀리는 해석: FDT 주소를 virtual address처럼 해석함
2. arm64_memblock_init
arm64_memblock_init 주변에서는 initial_boot_params를 중심으로 본다. 이 필드는 FDT 물리 주소와 lifetime 역할을 하므로, 함수가 끝날 때 memory reserved 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 kernel image와 initrd가 제외됨을 전제로 삼을 수 있다.
자주 틀리는 해석: reserved-memory와 kernel image 겹침을 늦게 발견함
| 함수 | 입력 | 상태 변경 | 검증 질문 |
|---|---|---|---|
| setup_machine_fdt | boot_command_line, caller context, subsystem 전제 조건 | FDT accepted: DTB magic과 위치가 검증됨 | FDT 주소를 virtual address처럼 해석함 문제를 코드상 어느 조건문 또는 error label에서 분리하는가 |
| arm64_memblock_init | initial_boot_params, caller context, subsystem 전제 조건 | memory reserved: kernel image와 initrd가 제외됨 | reserved-memory와 kernel image 겹침을 늦게 발견함 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.
필드는 구조체 안에 흩어져 있지만, 실제 실행에서는 위 순서로 의미가 이어진다.
| 필드 | 읽는 법 | 확인 |
|---|---|---|
| boot_command_line | early param과 일반 param으로 갈라질 문자열 | 누가 쓰고, 누가 보호하고, 언제 lifetime이 끝나는지 원본 코드에서 확인 |
| initial_boot_params | FDT 물리 주소와 lifetime | 누가 쓰고, 누가 보호하고, 언제 lifetime이 끝나는지 원본 코드에서 확인 |
| memblock.memory | RAM interval의 원본 | 누가 쓰고, 누가 보호하고, 언제 lifetime이 끝나는지 원본 코드에서 확인 |
| initrd_start/initrd_end | rootfs 후보의 물리 배치 | 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.
상태 전이는 단방향처럼 그렸지만, 실패 경로에서는 대부분 역순 rollback이 붙는다.
| 상태 | 의미 | 진입 조건 | 깨지는 지점 |
|---|---|---|---|
| FDT accepted | DTB magic과 위치가 검증됨 | 앞 단계 함수가 전제 조건을 만들고 error path가 정리된 뒤 | 다음 단계가 이 상태를 너무 일찍 소비하거나 늦게 정리할 때 |
| memory reserved | kernel image와 initrd가 제외됨 | 앞 단계 함수가 전제 조건을 만들고 error path가 정리된 뒤 | 다음 단계가 이 상태를 너무 일찍 소비하거나 늦게 정리할 때 |
| paging prepared | linear map과 fixmap 전제가 생김 | 앞 단계 함수가 전제 조건을 만들고 error path가 정리된 뒤 | 다음 단계가 이 상태를 너무 일찍 소비하거나 늦게 정리할 때 |
| arch hooks done | generic init이 arch state를 소비 가능 | 앞 단계 함수가 전제 조건을 만들고 error path가 정리된 뒤 | 다음 단계가 이 상태를 너무 일찍 소비하거나 늦게 정리할 때 |
불변조건 / 실패 케이스
setup_arch() 의 중심 객체가 publish된 뒤에는 마지막 참조가 사라지기 전까지 teardown path가 모든 callback, timer, IRQ, worker와 경합하지 않아야 한다.
상태 필드를 바꾼 뒤 다른 CPU나 하위 계층이 관찰할 수 있다면 lock, barrier, refcount, RCU 중 어느 장치가 visibility를 보장하는지 확인한다.
중간 단계 실패는 성공 단계의 역순으로 되돌아가야 한다. goto label이 많은 코드는 label 이름보다 어느 resource가 이미 획득됐는지를 표로 적는다.
embedded bring-up에서는 panic보다 silence, timeout, deferred probe, interrupt flood처럼 간접 증상으로 드러나는 경우가 많다.
FDT 주소를 virtual address처럼 해석함
reserved-memory와 kernel image 겹침을 늦게 발견함
setup_arch 이후에만 가능한 allocator를 이전 단계에서 사용함
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 |
|---|---|---|
| earlycon | setup_arch() 의 상태 전이가 어느 지점에서 멈추는지 확인 | 로그가 찍힌 위치를 완료 시점으로 단정하지 말고, 바로 앞뒤 필드 변경을 원본에서 확인 |
| memblock=debug | setup_arch() 의 상태 전이가 어느 지점에서 멈추는지 확인 | 로그가 찍힌 위치를 완료 시점으로 단정하지 말고, 바로 앞뒤 필드 변경을 원본에서 확인 |
| ftrace function_graph:setup_arch | setup_arch() 의 상태 전이가 어느 지점에서 멈추는지 확인 | 로그가 찍힌 위치를 완료 시점으로 단정하지 말고, 바로 앞뒤 필드 변경을 원본에서 확인 |
| dtc -I fs /proc/device-tree | setup_arch() 의 상태 전이가 어느 지점에서 멈추는지 확인 | 로그가 찍힌 위치를 완료 시점으로 단정하지 말고, 바로 앞뒤 필드 변경을 원본에서 확인 |
# 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_pipe연구 질문
- setup_arch() 의 state machine을 네 단계로 줄였을 때, 실제 코드에서 빠지는 intermediate state는 무엇인가?
- setup_arch() 의 fast path가 생략한 검사는 어느 init path 또는 slow path에서 보증되는가?
- 실험으로 확인한다면 'FDT 주소를 virtual address처럼 해석함' 문제를 어떤 tracepoint와 counter로 분리할 수 있는가?
- 실험으로 확인한다면 'reserved-memory와 kernel image 겹침을 늦게 발견함' 문제를 어떤 tracepoint와 counter로 분리할 수 있는가?