읽는 지도
interrupt/time 코드는 비동기 사건을 bounded latency의 kernel execution으로 변환한다. hardirq, softirq, timer callback, kthread가 같은 상태를 만지므로 context별 허용 동작을 먼저 나눠야 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: drivers/irqchip/irq-gic-v3.c
Linux 6.18.37 LTS: drivers/irqchip/irq-gic-common.c
Linux 6.18.37 LTS: include/linux/irqchip/arm-gic-v3.h설명: 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
gic_init_bases
gic_eoimode1_chip.flags |= IRQCHIP_SUPPORTS_NMI;
else
gic_chip.flags |= IRQCHIP_SUPPORTS_NMI;
}
static int __init gic_init_bases(phys_addr_t dist_phys_base,
void __iomem *dist_base,
struct redist_region *rdist_regs,
u32 nr_redist_regions,
u64 redist_stride,
struct fwnode_handle *handle)
{
u32 typer;
int err;
if (!is_hyp_mode_available())
static_branch_disable(&supports_deactivate_key);
if (static_branch_likely(&supports_deactivate_key))
pr_info("GIC: Using split EOI/Deactivate mode\n");
gic_data.fwnode = handle;
gic_data.dist_phys_base = dist_phys_base;
gic_data.dist_base = dist_base;
gic_data.redist_regions = rdist_regs;
gic_data.nr_redist_regions = nr_redist_regions;
gic_data.redist_stride = redist_stride;
/*
* Find out how many interrupts are supported.
*/
typer = readl_relaxed(gic_data.dist_base + GICD_TYPER);
gic_data.rdists.gicd_typer = typer;
gic_enable_quirks(readl_relaxed(gic_data.dist_base + GICD_IIDR),
gic_quirks, &gic_data);
pr_info("%d SPIs implemented\n", GIC_LINE_NR - 32);
pr_info("%d Extended SPIs implemented\n", GIC_ESPI_NR);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.
gic_handle_irq
static bool gic_irqnr_is_special(u32 irqnr)
{
return irqnr >= 1020 && irqnr <= 1023;
}
static void __gic_handle_irq(u32 irqnr, struct pt_regs *regs)
{
if (gic_irqnr_is_special(irqnr))
return;
gic_complete_ack(irqnr);
if (generic_handle_domain_irq(gic_data.domain, irqnr)) {
WARN_ONCE(true, "Unexpected interrupt (irqnr %u)\n", irqnr);
gic_deactivate_unhandled(irqnr);
}
}
static void __gic_handle_nmi(u32 irqnr, struct pt_regs *regs)
{
if (gic_irqnr_is_special(irqnr))
return;
gic_complete_ack(irqnr);
if (generic_handle_domain_nmi(gic_data.domain, irqnr)) {
WARN_ONCE(true, "Unexpected pseudo-NMI (irqnr %u)\n", irqnr);
gic_deactivate_unhandled(irqnr);
}
}
/*
* An exception has been taken from a context with IRQs enabled, and this could
* be an IRQ or an NMI.
*
* The entry code called us with DAIF.IF set to keep NMIs masked. We must clear
* DAIF.IF (and update ICC_PMR_EL1 to mask regular IRQs) prior to returning,
* after handling any NMI but before handling any IRQ.
*
* The entry code has performed IRQ entry, and if an NMI is detected we must읽는 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
ARM Generic Interrupt Controller가 distributor/redistributor를 통해 SPI/PPI/SGI를 CPU에 전달하는 irqchip 구현이다.
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. gic_init_bases
gic_init_bases 주변에서는 GICD_CTLR를 중심으로 본다. 이 필드는 distributor global control 역할을 하므로, 함수가 끝날 때 distributor enabled 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 shared interrupt routing 가능을 전제로 삼을 수 있다.
자주 틀리는 해석: SPI/PPI/SGI routing 차이를 무시함
2. gic_handle_irq
gic_handle_irq 주변에서는 GICR_*를 중심으로 본다. 이 필드는 CPU redistributor state 역할을 하므로, 함수가 끝날 때 redistributor awake 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 CPU local interrupt 가능을 전제로 삼을 수 있다.
자주 틀리는 해석: redistributor power state를 놓침
| 함수 | 입력 | 상태 변경 | 검증 질문 |
|---|---|---|---|
| gic_init_bases | GICD_CTLR, caller context, subsystem 전제 조건 | distributor enabled: shared interrupt routing 가능 | SPI/PPI/SGI routing 차이를 무시함 문제를 코드상 어느 조건문 또는 error label에서 분리하는가 |
| gic_handle_irq | GICR_*, caller context, subsystem 전제 조건 | redistributor awake: CPU local interrupt 가능 | redistributor power state를 놓침 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 |
|---|---|---|
| GICD_CTLR | distributor global control | 누가 쓰고, 누가 보호하고, 언제 lifetime이 끝나는지 원본 코드에서 확인 |
| GICR_* | CPU redistributor state | 누가 쓰고, 누가 보호하고, 언제 lifetime이 끝나는지 원본 코드에서 확인 |
| irq_domain | INTID translation | 누가 쓰고, 누가 보호하고, 언제 lifetime이 끝나는지 원본 코드에서 확인 |
| EOI register | interrupt completion protocol | 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 |
|---|---|---|---|
| distributor enabled | shared interrupt routing 가능 | 앞 단계 함수가 전제 조건을 만들고 error path가 정리된 뒤 | 다음 단계가 이 상태를 너무 일찍 소비하거나 늦게 정리할 때 |
| redistributor awake | CPU local interrupt 가능 | 앞 단계 함수가 전제 조건을 만들고 error path가 정리된 뒤 | 다음 단계가 이 상태를 너무 일찍 소비하거나 늦게 정리할 때 |
| domain mapped | INTID가 virq로 변환 | 앞 단계 함수가 전제 조건을 만들고 error path가 정리된 뒤 | 다음 단계가 이 상태를 너무 일찍 소비하거나 늦게 정리할 때 |
| EOI written | controller가 다음 interrupt 허용 | 앞 단계 함수가 전제 조건을 만들고 error path가 정리된 뒤 | 다음 단계가 이 상태를 너무 일찍 소비하거나 늦게 정리할 때 |
불변조건 / 실패 케이스
GIC 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.
SPI/PPI/SGI routing 차이를 무시함
redistributor power state를 놓침
level interrupt에서 device clear와 EOI 순서를 섞음
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 |
|---|---|---|
| /proc/interrupts | GIC 의 상태 전이가 어느 지점에서 멈추는지 확인 | 로그가 찍힌 위치를 완료 시점으로 단정하지 말고, 바로 앞뒤 필드 변경을 원본에서 확인 |
| trace_irq | GIC 의 상태 전이가 어느 지점에서 멈추는지 확인 | 로그가 찍힌 위치를 완료 시점으로 단정하지 말고, 바로 앞뒤 필드 변경을 원본에서 확인 |
| devmem only with care | GIC 의 상태 전이가 어느 지점에서 멈추는지 확인 | 로그가 찍힌 위치를 완료 시점으로 단정하지 말고, 바로 앞뒤 필드 변경을 원본에서 확인 |
| ftrace:gic_handle_irq | GIC 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
- GIC 의 state machine을 네 단계로 줄였을 때, 실제 코드에서 빠지는 intermediate state는 무엇인가?
- GIC 의 fast path가 생략한 검사는 어느 init path 또는 slow path에서 보증되는가?
- 실험으로 확인한다면 'SPI/PPI/SGI routing 차이를 무시함' 문제를 어떤 tracepoint와 counter로 분리할 수 있는가?
- 실험으로 확인한다면 'redistributor power state를 놓침' 문제를 어떤 tracepoint와 counter로 분리할 수 있는가?