classic fastboot command loop | LK / classic AOSP aboot

QUESTION

classic fastboot command loop 단계에서 실제로 바뀌는 상태는 무엇인가?

prefix matching 순서, buffer termination과 command handler가 공유하는 global download state를 본다. transport completion과 storage completion을 분리한다.

각 request는 정확히 하나의 terminal 응답을 만들고 다음 OUT request 전에 state를 일관되게 정리해야 한다. 이 문장을 기준으로 코드를 위에서 아래로 읽으면, 함수 이름을 외우는 대신 어느 시점에 어떤 상태를 신뢰할 수 있는지 판단할 수 있다.

범위 주의

이 페이지는 현재 upstream LK가 아니라 classic AOSP aboot 고정 커밋을 다룬다. 현대 Android의 A/B, AVB, GKI 부트 경로와 동일하다고 간주하지 않는다.

STRUCTURE

객체와 주소가 놓이는 구조

그림 1. classic fastboot command loop에서 입력, 내부 상태, 출력의 경계

입력과 전제내부 상태외부로 공개되는 결과

01USB request buffer

02command registry

03download state

04IN response

INVARIANT

각 request는 정확히 하나의 terminal 응답을 만들고 다음 OUT request 전에 state를 일관되게 정리해야 한다.

fastboot command list / request buffer를 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

USB OUT

command prefix match

download/handler

response queue

next request

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	`USB OUT`	USB gadget callback 및 command loop	USB request buffer	command prefix match
02	`command prefix match`	USB OUT 완료 상태	command registry	download/handler
03	`download/handler`	command prefix match 완료 상태	download state	response queue
04	`response queue`	download/handler 완료 상태	IN response	next request
05	`next request`	response queue 완료 상태	IN response	최종 최종 부트로더 이미지 또는 다음 stage

공통 불변 조건: 각 request는 정확히 하나의 terminal 응답을 만들고 다음 OUT request 전에 state를 일관되게 정리해야 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 / classic AOSP aboot AOSP 9d6e28f의 app/aboot/fastboot.c에서 270-358줄을 그대로 가져온 것이다. 설명을 위해 실제 코드를 가짜 의사 코드로 바꾸지 않았다.

commit9d6e28f24ba01e563d0b3801c6c6c95d756db623symbolstatic void fastboot_command_loop(void)

270{
271	STACKBUF_DMA_ALIGN(response, MAX_RSP_SIZE);
272	unsigned len = hex2unsigned(arg);
273	int r;
274
275	download_size = 0;
276	if (len > download_max) {
277		fastboot_fail("data too large");
278		return;
279	}
280
281	snprintf(response, MAX_RSP_SIZE, "DATA%08x", len);
282	if (usb_write(response, strlen(response)) < 0)
283		return;
284
285	r = usb_read(download_base, len);
286	if ((r < 0) || ((unsigned) r != len)) {
287		fastboot_state = STATE_ERROR;
288		return;
289	}
290	download_size = len;
291	fastboot_okay("");
292}
293
294static void fastboot_command_loop(void)
295{
296	struct fastboot_cmd *cmd;
297	int r;
298	dprintf(INFO,"fastboot: processing commands\n");
299
300	uint8_t *buffer = (uint8_t *)memalign(CACHE_LINE, ROUNDUP(4096, CACHE_LINE));
301	if (!buffer)
302	{
303		dprintf(CRITICAL, "Could not allocate memory for fastboot buffer\n.");
304		ASSERT(0);
305	}
306again:
307	while (fastboot_state != STATE_ERROR) {
308		r = usb_read(buffer, MAX_RSP_SIZE);
309		if (r < 0) break;
310		buffer[r] = 0;
311		dprintf(INFO,"fastboot: %s\n", buffer);
312
313		for (cmd = cmdlist; cmd; cmd = cmd->next) {
314			if (memcmp(buffer, cmd->prefix, cmd->prefix_len))
315				continue;
316			fastboot_state = STATE_COMMAND;
317			cmd->handle((const char*) buffer + cmd->prefix_len,
318				    (void*) download_base, download_size);
319			if (fastboot_state == STATE_COMMAND)
320				fastboot_fail("unknown reason");
321			goto again;
322		}
323
324		fastboot_fail("unknown command");
325			
326	}
327	fastboot_state = STATE_OFFLINE;
328	dprintf(INFO,"fastboot: oops!\n");
329	free(buffer);
330}
331
332static int fastboot_handler(void *arg)
333{
334	for (;;) {
335		event_wait(&usb_online);
336		fastboot_command_loop();
337	}
338	return 0;
339}
340
341static void fastboot_notify(struct udc_gadget *gadget, unsigned event)
342{
343	if (event == UDC_EVENT_ONLINE) {
344		event_signal(&usb_online, 0);
345	}
346}
347
348static struct udc_endpoint *fastboot_endpoints[2];
349
350static struct udc_gadget fastboot_gadget = {
351	.notify		= fastboot_notify,
352	.ifc_class	= 0xff,
353	.ifc_subclass	= 0x42,
354	.ifc_protocol	= 0x03,
355	.ifc_endpoints	= 2,
356	.ifc_string	= "fastboot",
357	.ept		= fastboot_endpoints,
358};

LINE BY LINE

270-358줄 해설

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

270{

바로 위 함수·조건·초기화의 block이 열린다. 이 scope 안에서 만들어지는 지역 객체와 오류 이동 지점을 fastboot command list / request buffer의 수명에 맞춰 묶어 읽는다.

271STACKBUF_DMA_ALIGN(response, MAX_RSP_SIZE);

STACKBUF_DMA_ALIGN(response, MAX_RSP_SIZE)를 호출한다. 반환값을 직접 사용하지 않으므로 이 함수가 실패를 내부 처리하는지 확인해야 한다. pointer 인자는 fastboot command list / request buffer의 소유권을 넘기는지 호출 동안만 빌리는지 구분하고, 호출 뒤 공개되는 상태를 command registry 항목과 대조한다.

272unsigned len = hex2unsigned(arg);

unsigned len = hex2unsigned(arg)를 선언한다. 함수 안 선언이면 현재 stack frame, file scope와 static이면 image의 data/BSS에 놓인다. 이 값이 fastboot command list / request buffer를 직접 소유하는지 pointer만 빌리는지, USB gadget callback 및 command loop를 벗어난 뒤에도 참조되는지 다음 대입과 callback 등록까지 따라간다.

273int r;

int r를 선언한다. 함수 안 선언이면 현재 stack frame, file scope와 static이면 image의 data/BSS에 놓인다. 이 값이 fastboot command list / request buffer를 직접 소유하는지 pointer만 빌리는지, USB gadget callback 및 command loop를 벗어난 뒤에도 참조되는지 다음 대입과 callback 등록까지 따라간다.

274(빈 줄)

int r;까지의 동작과 download_size = 0;에서 시작하는 동작을 나누는 빈 줄이다. 앞 블록이 만든 IN response 상태가 아래 블록의 입력으로 사용되는 경계다.

275download_size = 0;

download_size에 0를 = 연산으로 반영해 현재 scope의 계산 결과를 저장한다. 주소·크기 값이면 단위와 정렬, 덧셈 overflow를 함께 검산한다. 이후 next request 단계가 이 값을 처음 소비하는 지점을 찾는다. 실패 경로가 이 field를 이전 값으로 되돌리거나 객체 전체를 폐기하는지도 확인한다.

276if (len > download_max) {

len > download_max를 검사해 진행 여부를 가른다. 거짓 경로와 참 경로 중 어느 쪽이 '각 request는 정확히 하나의 terminal 응답을 만들고 다음 OUT request 전에 state를 일관되게 정리해야 한다' 조건을 보존하는지 다음 return 또는 goto까지 따라간다.

277fastboot_fail("data too large");

fastboot_fail("data too large")를 호출한다. 반환 결과는 현재 줄 또는 다음 return;에서 검사되는 흐름이다. pointer 인자는 fastboot command list / request buffer의 소유권을 넘기는지 호출 동안만 빌리는지 구분하고, 호출 뒤 공개되는 상태를 IN response 항목과 대조한다.

278return;

void를 호출자에게 반환한다. caller가 이 값을 검사한 뒤 부분 초기화된 fastboot command list / request buffer를 정리하거나 다음 단계로 진행하는지 확인한다.

279}

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

280(빈 줄)

}까지의 동작과 snprintf(response, MAX_RSP_SIZE, "DATA%08x", len);에서 시작하는 동작을 나누는 빈 줄이다. 앞 블록이 만든 IN response 상태가 아래 블록의 입력으로 사용되는 경계다.

281snprintf(response, MAX_RSP_SIZE, "DATA%08x", len);

snprintf(response, MAX_RSP_SIZE, "DATA%08x", len)를 호출한다. 반환 결과는 현재 줄 또는 다음 if (usb_write(response, strlen(response)) < 0)에서 검사되는 흐름이다. pointer 인자는 fastboot command list / request buffer의 소유권을 넘기는지 호출 동안만 빌리는지 구분하고, 호출 뒤 공개되는 상태를 IN response 항목과 대조한다.

282if (usb_write(response, strlen(response)) < 0)

usb_write(response, strlen(response)) < 0를 검사해 진행 여부를 가른다. 거짓 경로와 참 경로 중 어느 쪽이 '각 request는 정확히 하나의 terminal 응답을 만들고 다음 OUT request 전에 state를 일관되게 정리해야 한다' 조건을 보존하는지 다음 return 또는 goto까지 따라간다.

283return;

void를 호출자에게 반환한다. caller가 이 값을 검사한 뒤 부분 초기화된 fastboot command list / request buffer를 정리하거나 다음 단계로 진행하는지 확인한다.

284(빈 줄)

return;까지의 동작과 r = usb_read(download_base, len);에서 시작하는 동작을 나누는 빈 줄이다. 앞 블록이 만든 IN response 상태가 아래 블록의 입력으로 사용되는 경계다.

285r = usb_read(download_base, len);

r에 usb_read(download_base, len)를 = 연산으로 반영해 현재 scope의 계산 결과를 저장한다. 바로 다음 if ((r < 0) || ((unsigned) r != len)) {가 이 값을 다시 읽으므로 그 전까지 완성된 값이어야 한다. 실패 경로가 이 field를 이전 값으로 되돌리거나 객체 전체를 폐기하는지도 확인한다.

286if ((r < 0) || ((unsigned) r != len)) {

(r < 0) || ((unsigned) r != len)를 검사해 진행 여부를 가른다. 거짓 경로와 참 경로 중 어느 쪽이 '각 request는 정확히 하나의 terminal 응답을 만들고 다음 OUT request 전에 state를 일관되게 정리해야 한다' 조건을 보존하는지 다음 return 또는 goto까지 따라간다.

287fastboot_state = STATE_ERROR;

fastboot_state에 STATE_ERROR를 = 연산으로 반영해 현재 scope의 계산 결과를 저장한다. 이후 next request 단계가 이 값을 처음 소비하는 지점을 찾는다. 실패 경로가 이 field를 이전 값으로 되돌리거나 객체 전체를 폐기하는지도 확인한다.

288return;

void를 호출자에게 반환한다. caller가 이 값을 검사한 뒤 부분 초기화된 fastboot command list / request buffer를 정리하거나 다음 단계로 진행하는지 확인한다.

289}

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

290download_size = len;

download_size에 len를 = 연산으로 반영해 현재 scope의 계산 결과를 저장한다. 주소·크기 값이면 단위와 정렬, 덧셈 overflow를 함께 검산한다. 이후 next request 단계가 이 값을 처음 소비하는 지점을 찾는다. 실패 경로가 이 field를 이전 값으로 되돌리거나 객체 전체를 폐기하는지도 확인한다.

291fastboot_okay("");

fastboot_okay("")를 호출한다. 반환값을 직접 사용하지 않으므로 이 함수가 실패를 내부 처리하는지 확인해야 한다. pointer 인자는 fastboot command list / request buffer의 소유권을 넘기는지 호출 동안만 빌리는지 구분하고, 호출 뒤 공개되는 상태를 IN response 항목과 대조한다.

292}

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

293(빈 줄)

}까지의 동작과 static void fastboot_command_loop(void)에서 시작하는 동작을 나누는 빈 줄이다. 앞 블록이 만든 IN response 상태가 아래 블록의 입력으로 사용되는 경계다.

294static void fastboot_command_loop(void)

fastboot_command_loop 함수 정의가 시작된다. 입력은 void이며, USB gadget callback 및 command loop에서 호출된다는 전제로 반환 전까지의 상태 변화를 읽는다.

295{

296struct fastboot_cmd *cmd;

struct fastboot_cmd *cmd를 선언한다. 함수 안 선언이면 현재 stack frame, file scope와 static이면 image의 data/BSS에 놓인다. 이 값이 fastboot command list / request buffer를 직접 소유하는지 pointer만 빌리는지, USB gadget callback 및 command loop를 벗어난 뒤에도 참조되는지 다음 대입과 callback 등록까지 따라간다.

297int r;

298dprintf(INFO,"fastboot: processing commands\n");

dprintf(INFO,"fastboot: processing commands\n")를 호출한다. 반환값을 직접 사용하지 않으므로 이 함수가 실패를 내부 처리하는지 확인해야 한다. pointer 인자는 fastboot command list / request buffer의 소유권을 넘기는지 호출 동안만 빌리는지 구분하고, 호출 뒤 공개되는 상태를 IN response 항목과 대조한다.

299(빈 줄)

dprintf(INFO,"fastboot: processing commands\n");까지의 동작과 uint8_t *buffer = (uint8_t *)memalign(CACHE_LINE, ROUNDUP(4096, CACHE_LINE));에서 시작하는 동작을 나누는 빈 줄이다. 앞 블록이 만든 IN response 상태가 아래 블록의 입력으로 사용되는 경계다.

300uint8_t *buffer = (uint8_t *)memalign(CACHE_LINE, ROUNDUP(4096, CACHE_LINE));

uint8_t *buffer에 (uint8_t *)memalign(CACHE_LINE, ROUNDUP(4096, CACHE_LINE))를 = 연산으로 반영해 현재 scope의 계산 결과를 저장한다. 이후 next request 단계가 이 값을 처음 소비하는 지점을 찾는다. 실패 경로가 이 field를 이전 값으로 되돌리거나 객체 전체를 폐기하는지도 확인한다.

301if (!buffer)

!buffer를 검사해 진행 여부를 가른다. 거짓 경로와 참 경로 중 어느 쪽이 '각 request는 정확히 하나의 terminal 응답을 만들고 다음 OUT request 전에 state를 일관되게 정리해야 한다' 조건을 보존하는지 다음 return 또는 goto까지 따라간다.

302{

303dprintf(CRITICAL, "Could not allocate memory for fastboot buffer\n.");

dprintf(CRITICAL, "Could not allocate memory for fastboot buffer\n.")를 호출한다. 반환값을 직접 사용하지 않으므로 이 함수가 실패를 내부 처리하는지 확인해야 한다. pointer 인자는 fastboot command list / request buffer의 소유권을 넘기는지 호출 동안만 빌리는지 구분하고, 호출 뒤 공개되는 상태를 IN response 항목과 대조한다.

304ASSERT(0);

ASSERT(0)를 호출한다. 반환값을 직접 사용하지 않으므로 이 함수가 실패를 내부 처리하는지 확인해야 한다. pointer 인자는 fastboot command list / request buffer의 소유권을 넘기는지 호출 동안만 빌리는지 구분하고, 호출 뒤 공개되는 상태를 IN response 항목과 대조한다.

305}

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

306again:

'again' label이다. 이곳을 참조하는 branch를 역검색하고 각 진입 경로의 register, stack, lock 조건이 같은지 확인한다.

307while (fastboot_state != STATE_ERROR) {

'while (fastboot_state != STATE_ERROR) {'가 목록이나 후보를 순회한다. 반복 중 fastboot command list / request buffer를 제거·추가하는 호출이 있는지와 loop 종료 뒤 iterator가 유효한지 확인한다.

308r = usb_read(buffer, MAX_RSP_SIZE);

r에 usb_read(buffer, MAX_RSP_SIZE)를 = 연산으로 반영해 현재 scope의 계산 결과를 저장한다. 바로 다음 if (r < 0) break;가 이 값을 다시 읽으므로 그 전까지 완성된 값이어야 한다. 실패 경로가 이 field를 이전 값으로 되돌리거나 객체 전체를 폐기하는지도 확인한다.

309if (r < 0) break;

원본 309번 줄의 if (r < 0) break;는 앞의 r = usb_read(buffer, MAX_RSP_SIZE); 결과를 받아 다음 buffer[r] = 0;로 넘기는 중간 연산이다. 이 줄이 바꾸는 register·field·list link를 찾고, 변경 뒤에도 '각 request는 정확히 하나의 terminal 응답을 만들고 다음 OUT request 전에 state를 일관되게 정리해야 한다' 조건이 유지되는지 확인한다.

310buffer[r] = 0;

buffer[r]에 0를 = 연산으로 반영해 현재 scope의 계산 결과를 저장한다. 이후 next request 단계가 이 값을 처음 소비하는 지점을 찾는다. 실패 경로가 이 field를 이전 값으로 되돌리거나 객체 전체를 폐기하는지도 확인한다.

311dprintf(INFO,"fastboot: %s\n", buffer);

dprintf(INFO,"fastboot: %s\n", buffer)를 호출한다. 반환값을 직접 사용하지 않으므로 이 함수가 실패를 내부 처리하는지 확인해야 한다. pointer 인자는 fastboot command list / request buffer의 소유권을 넘기는지 호출 동안만 빌리는지 구분하고, 호출 뒤 공개되는 상태를 IN response 항목과 대조한다.

312(빈 줄)

dprintf(INFO,"fastboot: %s\n", buffer);까지의 동작과 for (cmd = cmdlist; cmd; cmd = cmd->next) {에서 시작하는 동작을 나누는 빈 줄이다. 앞 블록이 만든 IN response 상태가 아래 블록의 입력으로 사용되는 경계다.

313for (cmd = cmdlist; cmd; cmd = cmd->next) {

'for (cmd = cmdlist; cmd; cmd = cmd->next) {'가 목록이나 후보를 순회한다. 반복 중 fastboot command list / request buffer를 제거·추가하는 호출이 있는지와 loop 종료 뒤 iterator가 유효한지 확인한다.

314if (memcmp(buffer, cmd->prefix, cmd->prefix_len))

memcmp(buffer, cmd->prefix, cmd->prefix_len)를 검사해 진행 여부를 가른다. 거짓 경로와 참 경로 중 어느 쪽이 '각 request는 정확히 하나의 terminal 응답을 만들고 다음 OUT request 전에 state를 일관되게 정리해야 한다' 조건을 보존하는지 다음 return 또는 goto까지 따라간다.

315continue;

'continue;'로 직선 경로를 벗어난다. 이동 대상에서 fastboot command list / request buffer에 걸린 lock, allocation, list 등록을 어디까지 되돌리는지 이어서 확인한다.

316fastboot_state = STATE_COMMAND;

fastboot_state에 STATE_COMMAND를 = 연산으로 반영해 현재 scope의 계산 결과를 저장한다. 이후 next request 단계가 이 값을 처음 소비하는 지점을 찾는다. 실패 경로가 이 field를 이전 값으로 되돌리거나 객체 전체를 폐기하는지도 확인한다.

317cmd->handle((const char*) buffer + cmd->prefix_len,

handle((const char*)를 호출한다. 반환값을 직접 사용하지 않으므로 이 함수가 실패를 내부 처리하는지 확인해야 한다. pointer 인자는 fastboot command list / request buffer의 소유권을 넘기는지 호출 동안만 빌리는지 구분하고, 호출 뒤 공개되는 상태를 IN response 항목과 대조한다.

318(void*) download_base, download_size);

원본 318번 줄의 (void*) download_base, download_size);는 앞의 cmd->handle((const char*) buffer + cmd->prefix_len, 결과를 받아 다음 if (fastboot_state == STATE_COMMAND)로 넘기는 중간 연산이다. 이 줄이 바꾸는 register·field·list link를 찾고, 변경 뒤에도 '각 request는 정확히 하나의 terminal 응답을 만들고 다음 OUT request 전에 state를 일관되게 정리해야 한다' 조건이 유지되는지 확인한다.

319if (fastboot_state == STATE_COMMAND)

fastboot_state == STATE_COMMAND를 검사해 진행 여부를 가른다. 거짓 경로와 참 경로 중 어느 쪽이 '각 request는 정확히 하나의 terminal 응답을 만들고 다음 OUT request 전에 state를 일관되게 정리해야 한다' 조건을 보존하는지 다음 return 또는 goto까지 따라간다.

320fastboot_fail("unknown reason");

fastboot_fail("unknown reason")를 호출한다. 반환값을 직접 사용하지 않으므로 이 함수가 실패를 내부 처리하는지 확인해야 한다. pointer 인자는 fastboot command list / request buffer의 소유권을 넘기는지 호출 동안만 빌리는지 구분하고, 호출 뒤 공개되는 상태를 IN response 항목과 대조한다.

321goto again;

'goto again;'로 직선 경로를 벗어난다. 이동 대상에서 fastboot command list / request buffer에 걸린 lock, allocation, list 등록을 어디까지 되돌리는지 이어서 확인한다.

322}

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

323(빈 줄)

}까지의 동작과 fastboot_fail("unknown command");에서 시작하는 동작을 나누는 빈 줄이다. 앞 블록이 만든 IN response 상태가 아래 블록의 입력으로 사용되는 경계다.

324fastboot_fail("unknown command");

fastboot_fail("unknown command")를 호출한다. 반환값을 직접 사용하지 않으므로 이 함수가 실패를 내부 처리하는지 확인해야 한다. pointer 인자는 fastboot command list / request buffer의 소유권을 넘기는지 호출 동안만 빌리는지 구분하고, 호출 뒤 공개되는 상태를 IN response 항목과 대조한다.

325(빈 줄)

fastboot_fail("unknown command");까지의 동작과 }에서 시작하는 동작을 나누는 빈 줄이다. 앞 블록이 만든 IN response 상태가 아래 블록의 입력으로 사용되는 경계다.

326}

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

327fastboot_state = STATE_OFFLINE;

fastboot_state에 STATE_OFFLINE를 = 연산으로 반영해 현재 scope의 계산 결과를 저장한다. 이후 next request 단계가 이 값을 처음 소비하는 지점을 찾는다. 실패 경로가 이 field를 이전 값으로 되돌리거나 객체 전체를 폐기하는지도 확인한다.

328dprintf(INFO,"fastboot: oops!\n");

dprintf(INFO,"fastboot: oops!\n")를 호출한다. 반환값을 직접 사용하지 않으므로 이 함수가 실패를 내부 처리하는지 확인해야 한다. pointer 인자는 fastboot command list / request buffer의 소유권을 넘기는지 호출 동안만 빌리는지 구분하고, 호출 뒤 공개되는 상태를 IN response 항목과 대조한다.

329free(buffer);

free(buffer)를 호출한다. 반환값을 직접 사용하지 않으므로 이 함수가 실패를 내부 처리하는지 확인해야 한다. pointer 인자는 fastboot command list / request buffer의 소유권을 넘기는지 호출 동안만 빌리는지 구분하고, 호출 뒤 공개되는 상태를 IN response 항목과 대조한다.

330}

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

331(빈 줄)

}까지의 동작과 static int fastboot_handler(void *arg)에서 시작하는 동작을 나누는 빈 줄이다. 앞 블록이 만든 IN response 상태가 아래 블록의 입력으로 사용되는 경계다.

332static int fastboot_handler(void *arg)

fastboot_handler 함수 정의가 시작된다. 입력은 void *arg이며, USB gadget callback 및 command loop에서 호출된다는 전제로 반환 전까지의 상태 변화를 읽는다.

333{

334for (;;) {

'for (;;) {'가 목록이나 후보를 순회한다. 반복 중 fastboot command list / request buffer를 제거·추가하는 호출이 있는지와 loop 종료 뒤 iterator가 유효한지 확인한다.

335event_wait(&usb_online);

event_wait(&usb_online)를 호출한다. 반환값을 직접 사용하지 않으므로 이 함수가 실패를 내부 처리하는지 확인해야 한다. pointer 인자는 fastboot command list / request buffer의 소유권을 넘기는지 호출 동안만 빌리는지 구분하고, 호출 뒤 공개되는 상태를 IN response 항목과 대조한다.

336fastboot_command_loop();

fastboot_command_loop(인자 없음)를 호출한다. 반환값을 직접 사용하지 않으므로 이 함수가 실패를 내부 처리하는지 확인해야 한다. pointer 인자는 fastboot command list / request buffer의 소유권을 넘기는지 호출 동안만 빌리는지 구분하고, 호출 뒤 공개되는 상태를 IN response 항목과 대조한다.

337}

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

338return 0;

0를 호출자에게 반환한다. caller가 이 값을 검사한 뒤 부분 초기화된 fastboot command list / request buffer를 정리하거나 다음 단계로 진행하는지 확인한다.

339}

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

340(빈 줄)

}까지의 동작과 static void fastboot_notify(struct udc_gadget *gadget, unsigned event)에서 시작하는 동작을 나누는 빈 줄이다. 앞 블록이 만든 IN response 상태가 아래 블록의 입력으로 사용되는 경계다.

341static void fastboot_notify(struct udc_gadget *gadget, unsigned event)

fastboot_notify 함수 정의가 시작된다. 입력은 struct udc_gadget *gadget, unsigned event이며, USB gadget callback 및 command loop에서 호출된다는 전제로 반환 전까지의 상태 변화를 읽는다.

342{

343if (event == UDC_EVENT_ONLINE) {

event == UDC_EVENT_ONLINE를 검사해 진행 여부를 가른다. 거짓 경로와 참 경로 중 어느 쪽이 '각 request는 정확히 하나의 terminal 응답을 만들고 다음 OUT request 전에 state를 일관되게 정리해야 한다' 조건을 보존하는지 다음 return 또는 goto까지 따라간다.

344event_signal(&usb_online, 0);

event_signal(&usb_online, 0)를 호출한다. 반환값을 직접 사용하지 않으므로 이 함수가 실패를 내부 처리하는지 확인해야 한다. pointer 인자는 fastboot command list / request buffer의 소유권을 넘기는지 호출 동안만 빌리는지 구분하고, 호출 뒤 공개되는 상태를 IN response 항목과 대조한다.

345}

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

346}

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

347(빈 줄)

}까지의 동작과 static struct udc_endpoint *fastboot_endpoints[2];에서 시작하는 동작을 나누는 빈 줄이다. 앞 블록이 만든 IN response 상태가 아래 블록의 입력으로 사용되는 경계다.

348static struct udc_endpoint *fastboot_endpoints[2];

static struct udc_endpoint *fastboot_endpoints[2]를 선언한다. 함수 안 선언이면 현재 stack frame, file scope와 static이면 image의 data/BSS에 놓인다. 이 값이 fastboot command list / request buffer를 직접 소유하는지 pointer만 빌리는지, USB gadget callback 및 command loop를 벗어난 뒤에도 참조되는지 다음 대입과 callback 등록까지 따라간다.

349(빈 줄)

static struct udc_endpoint *fastboot_endpoints[2];까지의 동작과 static struct udc_gadget fastboot_gadget = {에서 시작하는 동작을 나누는 빈 줄이다. 앞 블록이 만든 IN response 상태가 아래 블록의 입력으로 사용되는 경계다.

350static struct udc_gadget fastboot_gadget = {

원본 350번 줄의 static struct udc_gadget fastboot_gadget = {는 앞의 이전 block 경계 결과를 받아 다음 .notify = fastboot_notify,로 넘기는 중간 연산이다. 이 줄이 바꾸는 register·field·list link를 찾고, 변경 뒤에도 '각 request는 정확히 하나의 terminal 응답을 만들고 다음 OUT request 전에 state를 일관되게 정리해야 한다' 조건이 유지되는지 확인한다.

351.notify = fastboot_notify,

원본 351번 줄의 .notify = fastboot_notify,는 앞의 static struct udc_gadget fastboot_gadget = { 결과를 받아 다음 .ifc_class = 0xff,로 넘기는 중간 연산이다. 이 줄이 바꾸는 register·field·list link를 찾고, 변경 뒤에도 '각 request는 정확히 하나의 terminal 응답을 만들고 다음 OUT request 전에 state를 일관되게 정리해야 한다' 조건이 유지되는지 확인한다.

352.ifc_class = 0xff,

원본 352번 줄의 .ifc_class = 0xff,는 앞의 .notify = fastboot_notify, 결과를 받아 다음 .ifc_subclass = 0x42,로 넘기는 중간 연산이다. 이 줄이 바꾸는 register·field·list link를 찾고, 변경 뒤에도 '각 request는 정확히 하나의 terminal 응답을 만들고 다음 OUT request 전에 state를 일관되게 정리해야 한다' 조건이 유지되는지 확인한다.

353.ifc_subclass = 0x42,

원본 353번 줄의 .ifc_subclass = 0x42,는 앞의 .ifc_class = 0xff, 결과를 받아 다음 .ifc_protocol = 0x03,로 넘기는 중간 연산이다. 이 줄이 바꾸는 register·field·list link를 찾고, 변경 뒤에도 '각 request는 정확히 하나의 terminal 응답을 만들고 다음 OUT request 전에 state를 일관되게 정리해야 한다' 조건이 유지되는지 확인한다.

354.ifc_protocol = 0x03,

원본 354번 줄의 .ifc_protocol = 0x03,는 앞의 .ifc_subclass = 0x42, 결과를 받아 다음 .ifc_endpoints = 2,로 넘기는 중간 연산이다. 이 줄이 바꾸는 register·field·list link를 찾고, 변경 뒤에도 '각 request는 정확히 하나의 terminal 응답을 만들고 다음 OUT request 전에 state를 일관되게 정리해야 한다' 조건이 유지되는지 확인한다.

355.ifc_endpoints = 2,

원본 355번 줄의 .ifc_endpoints = 2,는 앞의 .ifc_protocol = 0x03, 결과를 받아 다음 .ifc_string = "fastboot",로 넘기는 중간 연산이다. 이 줄이 바꾸는 register·field·list link를 찾고, 변경 뒤에도 '각 request는 정확히 하나의 terminal 응답을 만들고 다음 OUT request 전에 state를 일관되게 정리해야 한다' 조건이 유지되는지 확인한다.

356.ifc_string = "fastboot",

원본 356번 줄의 .ifc_string = "fastboot",는 앞의 .ifc_endpoints = 2, 결과를 받아 다음 .ept = fastboot_endpoints,로 넘기는 중간 연산이다. 이 줄이 바꾸는 register·field·list link를 찾고, 변경 뒤에도 '각 request는 정확히 하나의 terminal 응답을 만들고 다음 OUT request 전에 state를 일관되게 정리해야 한다' 조건이 유지되는지 확인한다.

357.ept = fastboot_endpoints,

원본 357번 줄의 .ept = fastboot_endpoints,는 앞의 .ifc_string = "fastboot", 결과를 받아 다음 };로 넘기는 중간 연산이다. 이 줄이 바꾸는 register·field·list link를 찾고, 변경 뒤에도 '각 request는 정확히 하나의 terminal 응답을 만들고 다음 OUT request 전에 state를 일관되게 정리해야 한다' 조건이 유지되는지 확인한다.

358};

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

DETAILS

내부 동작을 더 깊게 읽기

진입 조건을 먼저 고정한다

USB OUT에서 들어온 실행은 USB gadget callback 및 command loop에 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.

prefix matching 순서, buffer termination과 command handler가 공유하는 global download state를 본다. transport completion과 storage completion을 분리한다.

중심 객체의 생성과 공개를 나눈다

이 글의 중심 객체는 fastboot command list / request buffer다. 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.

각 request는 정확히 하나의 terminal 응답을 만들고 다음 OUT request 전에 state를 일관되게 정리해야 한다.

성공 flag와 실제 완료 시점을 맞춘다

command prefix match → download/handler → response queue 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 next request에서 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

command 등록은 prefix match 정책을 가진다

fastboot_register()가 command string과 handler를 list에 연결하고 수신 line을 순회해 match한다. exact command와 flash: 같은 prefix command가 섞일 때 긴/짧은 prefix 우선순위와 중복 등록을 확인한다.

handler가 받는 argument pointer는 USB command buffer 수명에 묶이므로 비동기 작업에 그대로 저장하지 않는다.

USB completion과 protocol state를 원자적으로 바꾼다

command 수신, DATA phase, download completion과 response 전송이 callback으로 이어진다. disconnect나 reset이 중간에 오면 expected length, received length와 handler state를 모두 초기화해야 한다.

한 command의 response가 전송 완료되기 전에 다음 OUT request를 받을 수 있는지 queue 순서를 확인한다.

FAIL 응답은 내부 오류를 숨기되 상태를 남기면 안 된다

host에 짧은 문자열만 보내더라도 target log에는 partition, offset, return code를 남긴다. 실패 뒤 download buffer와 command mode가 다음 요청에 재사용 가능한 초기 상태인지 검사한다.

fuzzed command와 최대 길이 입력으로 parser bounds를 시험한다.

OBJECT LIFETIME

객체와 수명

대상	만들어지는 시점	유효 범위	확인할 조건
`fastboot command list / request buffer`	command prefix match	next request 또는 오류 정리 완료까지	각 request는 정확히 하나의 terminal 응답을 만들고 다음 OUT request 전에 state를 일관되게 정리해야 한다.
입력 buffer / metadata	USB OUT	parse와 검증이 끝날 때까지	길이, 정렬, 소유권, 변조 가능성
등록된 list / descriptor	download/handler	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	prefix 충돌	잘못된 handler	command prefix match
02	NUL 종료 누락	문자열 over-read	download/handler
03	handler 무응답	host timeout	response queue

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	ELF symbol	`nm -n build-*/lk.elf \| grep 'static void fastboot_command_loop'`	aboot app과 storage/USB callback의 link 주소를 확인한다.
02	boot image	`unpack_bootimg --boot_img boot.img --out out`	header version, page size, kernel·ramdisk·DT 영역을 분리해 계산한다.
03	partition 정보	`fastboot getvar all`	bootloader가 보는 slot, partition size, unlocked 상태를 기록한다.
04	USB protocol	`fastboot -v <command>`	host request와 target response가 끊기는 packet을 찾는다.
05	flash 경계	`partition base + offset + length 직접 계산`	block 단위와 byte 단위를 섞지 않았는지 검증한다.

LAB

직접 확인할 실험

01
등록 command 순서와 prefix 목록 출력
command prefix match 진입 전후에 USB request buffer의 주소·크기·반환값과 timestamp를 함께 남긴다. 결과는 정상 부팅 여부로 끝내지 말고 각 request는 정확히 하나의 terminal 응답을 만들고 다음 OUT request 전에 state를 일관되게 정리해야 한다. 조건이 처음 깨지는 줄을 기록한다.
02
최대 command length 입력
download/handler 진입 전후에 command registry의 주소·크기·반환값과 timestamp를 함께 남긴다. 결과는 정상 부팅 여부로 끝내지 말고 각 request는 정확히 하나의 terminal 응답을 만들고 다음 OUT request 전에 state를 일관되게 정리해야 한다. 조건이 처음 깨지는 줄을 기록한다.
03
unknown command 뒤 다음 정상 command 처리 확인
response queue 진입 전후에 download state의 주소·크기·반환값과 timestamp를 함께 남긴다. 결과는 정상 부팅 여부로 끝내지 말고 각 request는 정확히 하나의 terminal 응답을 만들고 다음 OUT request 전에 state를 일관되게 정리해야 한다. 조건이 처음 깨지는 줄을 기록한다.

PRIMARY REFERENCES

원문과 다음 글

app/aboot/fastboot.cAOSP 9d6e28f 원본 파일 LK / classic AOSP aboot source tree기준 commit 9d6e28f24ba0