page fault

읽는 지도

메모리 코드는 address translation, physical page ownership, reclaim policy, allocation latency가 한꺼번에 얽힌다. 이 층을 박사급으로 읽는다는 것은 '어느 page가 지금 누구 소유인가'와 '그 소유권을 어떤 lock/refcount가 증명하는가'를 끝까지 추적한다는 뜻이다.

먼저 볼 것

함수 이름보다 입력 객체와 출력 객체를 먼저 본다. 이 토픽에서 어떤 구조체가 생성, 연결, publish, retire되는지 표시한다.

다음에 볼 것

정상 경로와 실패 경로를 같은 무게로 본다. kernel code의 품질은 성공 path보다 error unwind, hotplug, teardown에서 더 잘 드러난다.

그림 1. page fault 이 kernel 안에서 놓이는 위치

virtual addressVMA, fault, kernel mapping

→

page tablePTE/PMD/PUD, TLB maintenance

→

struct page/foliorefcount, mapcount, flags

→

allocator/reclaimzone, LRU, compaction, writeback

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

원본 코드:

Linux 6.18.37 LTS: arch/arm64/mm/fault.c
Linux 6.18.37 LTS: mm/memory.c
Linux 6.18.37 LTS: mm/mmap.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.

GitHub 원본:

arch/arm64/mm/fault.c mm/memory.c mm/mmap.c

대표 코드

do_page_fault

원본 코드: arch/arm64/mm/fault.c, around line 495

}

#define VM_FAULT_BADMAP		((__force vm_fault_t)0x010000)
#define VM_FAULT_BADACCESS	((__force vm_fault_t)0x020000)

static vm_fault_t __do_page_fault(struct mm_struct *mm,
				  struct vm_area_struct *vma, unsigned long addr,
				  unsigned int mm_flags, unsigned long vm_flags,
				  struct pt_regs *regs)
{
	/*
	 * Ok, we have a good vm_area for this memory access, so we can handle
	 * it.
	 * Check that the permissions on the VMA allow for the fault which
	 * occurred.
	 */
	if (!(vma->vm_flags & vm_flags))
		return VM_FAULT_BADACCESS;
	return handle_mm_fault(vma, addr, mm_flags, regs);
}

static bool is_el0_instruction_abort(unsigned long esr)
{
	return ESR_ELx_EC(esr) == ESR_ELx_EC_IABT_LOW;
}

/*
 * Note: not valid for EL1 DC IVAC, but we never use that such that it
 * should fault. EL0 cannot issue DC IVAC (undef).
 */
static bool is_write_abort(unsigned long esr)
{
	return (esr & ESR_ELx_WNR) && !(esr & ESR_ELx_CM);
}

static int __kprobes do_page_fault(unsigned long far, unsigned long esr,
				   struct pt_regs *regs)
{
	const struct fault_info *inf;
	struct mm_struct *mm = current->mm;

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.

handle_mm_fault

원본 코드: arch/arm64/mm/fault.c, around line 508

	 * Check that the permissions on the VMA allow for the fault which
	 * occurred.
	 */
	if (!(vma->vm_flags & vm_flags))
		return VM_FAULT_BADACCESS;
	return handle_mm_fault(vma, addr, mm_flags, regs);
}

static bool is_el0_instruction_abort(unsigned long esr)
{
	return ESR_ELx_EC(esr) == ESR_ELx_EC_IABT_LOW;
}

/*
 * Note: not valid for EL1 DC IVAC, but we never use that such that it
 * should fault. EL0 cannot issue DC IVAC (undef).
 */
static bool is_write_abort(unsigned long esr)
{
	return (esr & ESR_ELx_WNR) && !(esr & ESR_ELx_CM);
}

static int __kprobes do_page_fault(unsigned long far, unsigned long esr,
				   struct pt_regs *regs)
{
	const struct fault_info *inf;
	struct mm_struct *mm = current->mm;
	vm_fault_t fault;
	unsigned long vm_flags;
	unsigned int mm_flags = FAULT_FLAG_DEFAULT;
	unsigned long addr = untagged_addr(far);
	struct vm_area_struct *vma;

	if (kprobe_page_fault(regs, esr))
		return 0;

	/*
	 * If we're in an interrupt or have no user context, we must not take
	 * the fault.
	 */

함수별 독해

CPU exception을 VMA policy, page table update, file/anonymous backing 처리로 연결하는 demand paging 경로다.

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

그림 2. page fault 함수 체인과 관찰 지점

entrycaller가 넘기는 객체와 context를 확정

→

do_page_faultarch fault handler 진입

→

handle_mm_fault주소가 어떤 mapping인지 결정

→

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. `do_page_fault`

do_page_fault 주변에서는 pt_regs를 중심으로 본다. 이 필드는 fault context와 EL 정보 역할을 하므로, 함수가 끝날 때 exception entered 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 arch fault handler 진입을 전제로 삼을 수 있다.

자주 틀리는 해석: kernel fault와 user fault를 같은 정책으로 봄

2. `handle_mm_fault`

handle_mm_fault 주변에서는 fault_address를 중심으로 본다. 이 필드는 문제 virtual address 역할을 하므로, 함수가 끝날 때 VMA resolved 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 주소가 어떤 mapping인지 결정을 전제로 삼을 수 있다.

자주 틀리는 해석: mmap_lock retry 규칙을 무시함

함수	입력	상태 변경	검증 질문
do_page_fault	pt_regs, caller context, subsystem 전제 조건	exception entered: arch fault handler 진입	kernel fault와 user fault를 같은 정책으로 봄 문제를 코드상 어느 조건문 또는 error label에서 분리하는가
handle_mm_fault	fault_address, caller context, subsystem 전제 조건	VMA resolved: 주소가 어떤 mapping인지 결정	mmap_lock retry 규칙을 무시함 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.

그림 3. page fault 핵심 필드 연결

pt_regsfault context와 EL 정보

→

fault_address문제 virtual address

→

vm_area_struct허용된 memory policy

→

vm_fault하위 fault handler 전달 상태

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

필드	읽는 법	확인
pt_regs	fault context와 EL 정보	누가 쓰고, 누가 보호하고, 언제 lifetime이 끝나는지 원본 코드에서 확인
fault_address	문제 virtual address	누가 쓰고, 누가 보호하고, 언제 lifetime이 끝나는지 원본 코드에서 확인
vm_area_struct	허용된 memory policy	누가 쓰고, 누가 보호하고, 언제 lifetime이 끝나는지 원본 코드에서 확인
vm_fault	하위 fault handler 전달 상태	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.

그림 4. page fault 상태 전이

exception enteredarch fault handler 진입

→

VMA resolved주소가 어떤 mapping인지 결정

→

PTE installedCOW/file/anon page 연결

→

retry or signalretry, SIGSEGV, OOM 중 결정

상태 전이는 단방향처럼 그렸지만, 실패 경로에서는 대부분 역순 rollback이 붙는다.

상태	의미	진입 조건	깨지는 지점
exception entered	arch fault handler 진입	앞 단계 함수가 전제 조건을 만들고 error path가 정리된 뒤	다음 단계가 이 상태를 너무 일찍 소비하거나 늦게 정리할 때
VMA resolved	주소가 어떤 mapping인지 결정	앞 단계 함수가 전제 조건을 만들고 error path가 정리된 뒤	다음 단계가 이 상태를 너무 일찍 소비하거나 늦게 정리할 때
PTE installed	COW/file/anon page 연결	앞 단계 함수가 전제 조건을 만들고 error path가 정리된 뒤	다음 단계가 이 상태를 너무 일찍 소비하거나 늦게 정리할 때
retry or signal	retry, SIGSEGV, OOM 중 결정	앞 단계 함수가 전제 조건을 만들고 error path가 정리된 뒤	다음 단계가 이 상태를 너무 일찍 소비하거나 늦게 정리할 때

page fault review rule = state transition + owner transition + visibility transition

불변조건 / 실패 케이스

lifetime

page fault 의 중심 객체가 publish된 뒤에는 마지막 참조가 사라지기 전까지 teardown path가 모든 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.

error unwind

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

kernel fault와 user fault를 같은 정책으로 봄

주의

mmap_lock retry 규칙을 무시함

주의

COW fault를 단순 allocation으로만 해석함

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
exceptions:page_fault_user	page fault 의 상태 전이가 어느 지점에서 멈추는지 확인	로그가 찍힌 위치를 완료 시점으로 단정하지 말고, 바로 앞뒤 필드 변경을 원본에서 확인
perf mem	page fault 의 상태 전이가 어느 지점에서 멈추는지 확인	로그가 찍힌 위치를 완료 시점으로 단정하지 말고, 바로 앞뒤 필드 변경을 원본에서 확인
ftrace:handle_mm_fault	page fault 의 상태 전이가 어느 지점에서 멈추는지 확인	로그가 찍힌 위치를 완료 시점으로 단정하지 말고, 바로 앞뒤 필드 변경을 원본에서 확인
cat /proc/<pid>/maps	page fault 의 상태 전이가 어느 지점에서 멈추는지 확인	로그가 찍힌 위치를 완료 시점으로 단정하지 말고, 바로 앞뒤 필드 변경을 원본에서 확인

기본 추적 골격:

# 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

연구 질문

page fault 의 state machine을 네 단계로 줄였을 때, 실제 코드에서 빠지는 intermediate state는 무엇인가?
page fault 의 fast path가 생략한 검사는 어느 init path 또는 slow path에서 보증되는가?
실험으로 확인한다면 'kernel fault와 user fault를 같은 정책으로 봄' 문제를 어떤 tracepoint와 counter로 분리할 수 있는가?
실험으로 확인한다면 'mmap_lock retry 규칙을 무시함' 문제를 어떤 tracepoint와 counter로 분리할 수 있는가?