읽는 지도
scheduler는 runnable entity를 시간, priority, capacity, energy, isolation constraint에 매핑하는 정책 기계다. 한 함수가 맞는지만 보면 안 되고, enqueue/dequeue/update/pick/migrate 사이의 conservation law를 봐야 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: kernel/sched/rt.c
Linux 6.18.37 LTS: kernel/sched/core.c
Linux 6.18.37 LTS: kernel/sched/sched.h
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
enqueue_task_rt
/*
* Adding/removing a task to/from a priority array:
*/
static void
enqueue_task_rt(struct rq *rq, struct task_struct *p, int flags)
{
struct sched_rt_entity *rt_se = &p->rt;
if (flags & ENQUEUE_WAKEUP)
rt_se->timeout = 0;
check_schedstat_required();
update_stats_wait_start_rt(rt_rq_of_se(rt_se), rt_se);
enqueue_rt_entity(rt_se, flags);
if (!task_current(rq, p) && p->nr_cpus_allowed > 1)
enqueue_pushable_task(rq, p);
}
static void dequeue_task_rt(struct rq *rq, struct task_struct *p, int flags)
{
struct sched_rt_entity *rt_se = &p->rt;
update_curr_rt(rq);
dequeue_rt_entity(rt_se, flags);
dequeue_pushable_task(rq, p);
}
/*
* Put task to the head or the end of the run list without the overhead of
* dequeue followed by enqueue.
*/
static void
requeue_rt_entity(struct rt_rq *rt_rq, struct sched_rt_entity *rt_se, int head)
{
if (on_rt_rq(rt_se)) {
struct rt_prio_array *array = &rt_rq->active;
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.
pick_next_task_rt
next = list_entry(queue->next, struct sched_rt_entity, run_list);
return next;
}
static struct task_struct *_pick_next_task_rt(struct rq *rq)
{
struct sched_rt_entity *rt_se;
struct rt_rq *rt_rq = &rq->rt;
do {
rt_se = pick_next_rt_entity(rt_rq);
if (unlikely(!rt_se))
return NULL;
rt_rq = group_rt_rq(rt_se);
} while (rt_rq);
return rt_task_of(rt_se);
}
static struct task_struct *pick_task_rt(struct rq *rq)
{
struct task_struct *p;
if (!sched_rt_runnable(rq))
return NULL;
p = _pick_next_task_rt(rq);
return p;
}
static struct task_struct *pick_next_task_rt(struct rq *rq)
{
struct task_struct *p = pick_task_rt(rq);
if (p)
set_next_task_rt(rq, p, true);
return p;
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.
함수별 독해
fixed priority runnable task를 push/pull balancing과 runtime throttling으로 CPU에 배치하는 scheduling class다.
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. enqueue_task_rt
enqueue_task_rt 주변에서는 rt_rq를 중심으로 본다. 이 필드는 priority bitmap과 queue 역할을 하므로, 함수가 끝날 때 enqueue_rt 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 priority queue 삽입을 전제로 삼을 수 있다.
자주 틀리는 해석: RT priority가 CPU affinity/cpuset보다 항상 우선한다고 착각함
2. pick_next_task_rt
pick_next_task_rt 주변에서는 rt_prio_array를 중심으로 본다. 이 필드는 우선순위별 task list 역할을 하므로, 함수가 끝날 때 pick_rt 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 가장 높은 priority 선택을 전제로 삼을 수 있다.
자주 틀리는 해석: throttling을 starvation bug로 오해함
| 함수 | 입력 | 상태 변경 | 검증 질문 |
|---|---|---|---|
| enqueue_task_rt | rt_rq, caller context, subsystem 전제 조건 | enqueue_rt: priority queue 삽입 | RT priority가 CPU affinity/cpuset보다 항상 우선한다고 착각함 문제를 코드상 어느 조건문 또는 error label에서 분리하는가 |
| pick_next_task_rt | rt_prio_array, caller context, subsystem 전제 조건 | pick_rt: 가장 높은 priority 선택 | throttling을 starvation bug로 오해함 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 |
|---|---|---|
| rt_rq | priority bitmap과 queue | 누가 쓰고, 누가 보호하고, 언제 lifetime이 끝나는지 원본 코드에서 확인 |
| rt_prio_array | 우선순위별 task list | 누가 쓰고, 누가 보호하고, 언제 lifetime이 끝나는지 원본 코드에서 확인 |
| rt_bandwidth | runtime throttling budget | 누가 쓰고, 누가 보호하고, 언제 lifetime이 끝나는지 원본 코드에서 확인 |
| pushable_tasks | migration 후보 | 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 |
|---|---|---|---|
| enqueue_rt | priority queue 삽입 | 앞 단계 함수가 전제 조건을 만들고 error path가 정리된 뒤 | 다음 단계가 이 상태를 너무 일찍 소비하거나 늦게 정리할 때 |
| pick_rt | 가장 높은 priority 선택 | 앞 단계 함수가 전제 조건을 만들고 error path가 정리된 뒤 | 다음 단계가 이 상태를 너무 일찍 소비하거나 늦게 정리할 때 |
| push/pull | CPU 간 RT task 이동 | 앞 단계 함수가 전제 조건을 만들고 error path가 정리된 뒤 | 다음 단계가 이 상태를 너무 일찍 소비하거나 늦게 정리할 때 |
| throttle | runtime budget 초과 시 제한 | 앞 단계 함수가 전제 조건을 만들고 error path가 정리된 뒤 | 다음 단계가 이 상태를 너무 일찍 소비하거나 늦게 정리할 때 |
불변조건 / 실패 케이스
RT scheduler 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.
RT priority가 CPU affinity/cpuset보다 항상 우선한다고 착각함
throttling을 starvation bug로 오해함
PI/rtmutex와 scheduler class 관계를 분리하지 못함
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 |
|---|---|---|
| sched_switch | RT scheduler 의 상태 전이가 어느 지점에서 멈추는지 확인 | 로그가 찍힌 위치를 완료 시점으로 단정하지 말고, 바로 앞뒤 필드 변경을 원본에서 확인 |
| sched_pi_setprio | RT scheduler 의 상태 전이가 어느 지점에서 멈추는지 확인 | 로그가 찍힌 위치를 완료 시점으로 단정하지 말고, 바로 앞뒤 필드 변경을 원본에서 확인 |
| cyclictest | RT scheduler 의 상태 전이가 어느 지점에서 멈추는지 확인 | 로그가 찍힌 위치를 완료 시점으로 단정하지 말고, 바로 앞뒤 필드 변경을 원본에서 확인 |
| /proc/sys/kernel/sched_rt_runtime_us | RT scheduler 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_pipe
연구 질문
- RT scheduler 의 state machine을 네 단계로 줄였을 때, 실제 코드에서 빠지는 intermediate state는 무엇인가?
- RT scheduler 의 fast path가 생략한 검사는 어느 init path 또는 slow path에서 보증되는가?
- 실험으로 확인한다면 'RT priority가 CPU affinity/cpuset보다 항상 우선한다고 착각함' 문제를 어떤 tracepoint와 counter로 분리할 수 있는가?
- 실험으로 확인한다면 'throttling을 starvation bug로 오해함' 문제를 어떤 tracepoint와 counter로 분리할 수 있는가?