Locking / RCU · Linux v6.6 · source + diagram note

mutex

sleepable lock과 owner tracking.

전체 흐름

locking/RCU/atomic 코드는 shared mutable state의 ordering과 lifetime을 보증하는 언어다. lock API를 외우는 것이 아니라 context, memory model, object lifetime을 하나의 그래프로 읽어야 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. mutex 이 kernel 안에서 놓이는 위치
shared objectpointer, state, refcount
serializationspinlock, mutex, rwsem, atomic
visibilitybarrier, READ_ONCE/WRITE_ONCE
lifetimerefcount, RCU grace period, free

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

소스 코드 위치

먼저 확인할 Linux v6.6 소스 파일

원본 코드:
Linux v6.6: kernel/locking/mutex.c
Linux v6.6: include/linux/mutex.h
Linux v6.6: kernel/locking/rtmutex.c

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

__mutex_lock_common

원본 코드: kernel/locking/mutex.c:569-741 · v6.6 · 로컬 원문
__mutex_lock_common 함수 전체 (173줄)
__mutex_lock_common(struct mutex *lock, unsigned int state, unsigned int subclass,
		    struct lockdep_map *nest_lock, unsigned long ip,
		    struct ww_acquire_ctx *ww_ctx, const bool use_ww_ctx)
{
	struct mutex_waiter waiter;
	struct ww_mutex *ww;
	int ret;

	if (!use_ww_ctx)
		ww_ctx = NULL;

	might_sleep();

	MUTEX_WARN_ON(lock->magic != lock);

	ww = container_of(lock, struct ww_mutex, base);
	if (ww_ctx) {
		if (unlikely(ww_ctx == READ_ONCE(ww->ctx)))
			return -EALREADY;

		/*
		 * Reset the wounded flag after a kill. No other process can
		 * race and wound us here since they can't have a valid owner
		 * pointer if we don't have any locks held.
		 */
		if (ww_ctx->acquired == 0)
			ww_ctx->wounded = 0;

#ifdef CONFIG_DEBUG_LOCK_ALLOC
		nest_lock = &ww_ctx->dep_map;
#endif
	}

	preempt_disable();
	mutex_acquire_nest(&lock->dep_map, subclass, 0, nest_lock, ip);

	trace_contention_begin(lock, LCB_F_MUTEX | LCB_F_SPIN);
	if (__mutex_trylock(lock) ||
	    mutex_optimistic_spin(lock, ww_ctx, NULL)) {
		/* got the lock, yay! */
		lock_acquired(&lock->dep_map, ip);
		if (ww_ctx)
			ww_mutex_set_context_fastpath(ww, ww_ctx);
		trace_contention_end(lock, 0);
		preempt_enable();
		return 0;
	}

	raw_spin_lock(&lock->wait_lock);
	/*
	 * After waiting to acquire the wait_lock, try again.
	 */
	if (__mutex_trylock(lock)) {
		if (ww_ctx)
			__ww_mutex_check_waiters(lock, ww_ctx);

		goto skip_wait;
	}

	debug_mutex_lock_common(lock, &waiter);
	waiter.task = current;
	if (use_ww_ctx)
		waiter.ww_ctx = ww_ctx;

	lock_contended(&lock->dep_map, ip);

	if (!use_ww_ctx) {
		/* add waiting tasks to the end of the waitqueue (FIFO): */
		__mutex_add_waiter(lock, &waiter, &lock->wait_list);
	} else {
		/*
		 * Add in stamp order, waking up waiters that must kill
		 * themselves.
		 */
		ret = __ww_mutex_add_waiter(&waiter, lock, ww_ctx);
		if (ret)
			goto err_early_kill;
	}

	set_current_state(state);
	trace_contention_begin(lock, LCB_F_MUTEX);
	for (;;) {
		bool first;

		/*
		 * Once we hold wait_lock, we're serialized against
		 * mutex_unlock() handing the lock off to us, do a trylock
		 * before testing the error conditions to make sure we pick up
		 * the handoff.
		 */
		if (__mutex_trylock(lock))
			goto acquired;

		/*
		 * Check for signals and kill conditions while holding
		 * wait_lock. This ensures the lock cancellation is ordered
		 * against mutex_unlock() and wake-ups do not go missing.
		 */
		if (signal_pending_state(state, current)) {
			ret = -EINTR;
			goto err;
		}

		if (ww_ctx) {
			ret = __ww_mutex_check_kill(lock, &waiter, ww_ctx);
			if (ret)
				goto err;
		}

		raw_spin_unlock(&lock->wait_lock);
		schedule_preempt_disabled();

		first = __mutex_waiter_is_first(lock, &waiter);

		set_current_state(state);
		/*
		 * Here we order against unlock; we must either see it change
		 * state back to RUNNING and fall through the next schedule(),
		 * or we must see its unlock and acquire.
		 */
		if (__mutex_trylock_or_handoff(lock, first))
			break;

		if (first) {
			trace_contention_begin(lock, LCB_F_MUTEX | LCB_F_SPIN);
			if (mutex_optimistic_spin(lock, ww_ctx, &waiter))
				break;
			trace_contention_begin(lock, LCB_F_MUTEX);
		}

		raw_spin_lock(&lock->wait_lock);
	}
	raw_spin_lock(&lock->wait_lock);
acquired:
	__set_current_state(TASK_RUNNING);

	if (ww_ctx) {
		/*
		 * Wound-Wait; we stole the lock (!first_waiter), check the
		 * waiters as anyone might want to wound us.
		 */
		if (!ww_ctx->is_wait_die &&
		    !__mutex_waiter_is_first(lock, &waiter))
			__ww_mutex_check_waiters(lock, ww_ctx);
	}

	__mutex_remove_waiter(lock, &waiter);

	debug_mutex_free_waiter(&waiter);

skip_wait:
	/* got the lock - cleanup and rejoice! */
	lock_acquired(&lock->dep_map, ip);
	trace_contention_end(lock, 0);

	if (ww_ctx)
		ww_mutex_lock_acquired(ww, ww_ctx);

	raw_spin_unlock(&lock->wait_lock);
	preempt_enable();
	return 0;

err:
	__set_current_state(TASK_RUNNING);
	__mutex_remove_waiter(lock, &waiter);
err_early_kill:
	trace_contention_end(lock, ret);
	raw_spin_unlock(&lock->wait_lock);
	debug_mutex_free_waiter(&waiter);
	mutex_release(&lock->dep_map, ip);
	preempt_enable();
	return ret;
}

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.

mutex_unlock

원본 코드: kernel/locking/mutex.c:537-544 · v6.6 · 로컬 원문
void __sched mutex_unlock(struct mutex *lock)
{
#ifndef CONFIG_DEBUG_LOCK_ALLOC
	if (__mutex_unlock_fast(lock))
		return;
#endif
	__mutex_unlock_slowpath(lock, _RET_IP_);
}

mutex_unlock()은 설정에 따라 fast path를 시도하고, 성공하지 못하면 __mutex_unlock_slowpath()로 넘긴다. 호출한 task가 소유한 mutex를 해제하는 API이며 interrupt 문맥에서 사용할 수 없다. unlock 호출이 반환하기 전에 다른 task가 mutex 객체 자체를 해제하도록 만들어서도 안 된다.

함수별 분석

process context에서 sleep 가능한 critical section을 제공하며 owner tracking과 wait queue로 contention을 처리한다.

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

그림 2. mutex 함수 체인과 관찰 지점
entrycaller가 넘기는 객체와 context를 확정
__mutex_lock_commonuncontended owner 설정
mutex_unlockowner running이면 짧게 회전
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. __mutex_lock_common

__mutex_lock_common 주변에서는 owner를 중심으로 본다. 이 필드는 current lock holder 역할을 하므로, 함수가 끝날 때 fast acquire 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 uncontended owner 설정을 전제로 삼을 수 있다.

자주 틀리는 해석: mutex를 interrupt context에서 사용함

2. mutex_unlock

mutex_unlock 주변에서는 wait_list를 중심으로 본다. 이 필드는 sleeping contenders 역할을 하므로, 함수가 끝날 때 optimistic spin 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 owner running이면 짧게 회전을 전제로 삼을 수 있다.

자주 틀리는 해석: owner가 항상 task_struct valid라고 가정함

함수입력상태 변경검증 질문
__mutex_lock_commonowner, caller context, subsystem 전제 조건fast acquire: uncontended owner 설정mutex를 interrupt context에서 사용함 문제를 코드상 어느 조건문 또는 error label에서 분리하는가
mutex_unlockwait_list, caller context, subsystem 전제 조건optimistic spin: owner running이면 짧게 회전owner가 항상 task_struct valid라고 가정함 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. mutex 핵심 필드 연결
ownercurrent lock holder
wait_listsleeping contenders
osqoptimistic spinning queue
ww_ctxwound/wait deadlock avoidance

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

누가 쓰고, 누가 보호하고, 언제 lifetime이 끝나는지 원본 코드에서 확인.

필드읽는 법
ownercurrent lock holder
wait_listsleeping contenders
osqoptimistic spinning queue
ww_ctxwound/wait deadlock avoidance

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. mutex 실행 단계
fast acquireuncontended owner 설정
optimistic spinowner running이면 짧게 회전
sleep waitwait_list로 전환
unlock wakewaiter 깨움

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

상태의미진입 조건깨지는 지점
fast acquireuncontended owner 설정앞 단계 함수가 전제 조건을 만들고 error path가 정리된 뒤다음 단계가 이 상태를 너무 일찍 소비하거나 늦게 정리할 때
optimistic spinowner running이면 짧게 회전앞 단계 함수가 전제 조건을 만들고 error path가 정리된 뒤다음 단계가 이 상태를 너무 일찍 소비하거나 늦게 정리할 때
sleep waitwait_list로 전환앞 단계 함수가 전제 조건을 만들고 error path가 정리된 뒤다음 단계가 이 상태를 너무 일찍 소비하거나 늦게 정리할 때
unlock wakewaiter 깨움앞 단계 함수가 전제 조건을 만들고 error path가 정리된 뒤다음 단계가 이 상태를 너무 일찍 소비하거나 늦게 정리할 때
mutex 검토 기준 = 상태 변화 + 소유권 변화 + 외부 공개 시점

불변 조건과 실패 사례

lifetime

mutex의 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

mutex를 interrupt context에서 사용함

주의

owner가 항상 task_struct valid라고 가정함

주의

ww_mutex 규칙을 일반 mutex처럼 해석함

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.

로그가 찍힌 위치를 완료 시점으로 단정하지 말고, 바로 앞뒤 필드 변경을 원본에서 확인.

도구보는 것
lockdepmutex 실행이 어느 단계에서 멈추는지 확인
perf lockmutex 실행이 어느 단계에서 멈추는지 확인
mutex_contention tracemutex 실행이 어느 단계에서 멈추는지 확인
echo w > /proc/sysrq-triggermutex 실행이 어느 단계에서 멈추는지 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

  • mutex 의 state machine을 네 단계로 줄였을 때, 실제 코드에서 빠지는 intermediate state는 무엇인가?
  • mutex 의 fast path가 생략한 검사는 어느 init path 또는 slow path에서 보증되는가?
  • 실험으로 확인한다면 'mutex를 interrupt context에서 사용함' 문제를 어떤 tracepoint와 counter로 분리할 수 있는가?
  • 실험으로 확인한다면 'owner가 항상 task_struct valid라고 가정함' 문제를 어떤 tracepoint와 counter로 분리할 수 있는가?