QUESTION
ARM memory area와 MMU 초기화 단계에서 실제로 바뀌는 상태는 무엇인가?
RAM을 전부 normal cacheable로 매핑하지 않는다. image, stack, coherent region, MMIO와 reserved memory의 attribute를 구분한다.
같은 physical range가 충돌하는 memory attribute로 중복 mapping되지 않아야 한다. 이 문장을 기준으로 코드를 위에서 아래로 읽으면, 함수 이름을 외우는 대신 어느 시점에 어떤 상태를 신뢰할 수 있는지 판단할 수 있다.
STRUCTURE
객체와 주소가 놓이는 구조
memory banks / translation tables를 중심에 놓고 왼쪽의 입력이 어떤 검사를 거쳐 오른쪽 결과로 공개되는지 표시했다. 실제 디버깅에서는 각 블록의 주소와 크기를 로그에 대입한다.
CALL PATH
실행 흐름
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
각 단계의 입력과 처리 후 바뀌는 상태를 정리한 표다. 사용 중인 소스 버전에서 다른 필드를 변경한다면 그에 맞춰 표도 수정한다.
| # | 단계 | 진입 시 신뢰할 상태 | 성공 뒤 남아야 할 상태 | 다음 소비자 |
|---|---|---|---|---|
| 01 | memory banks | 부트 CPU의 동기 실행 문맥 | RAM banks | reserved regions |
| 02 | reserved regions | memory banks 완료 상태 | resource reservations | page tables |
| 03 | page tables | reserved regions 완료 상태 | translation tables | enable MMU/cache |
| 04 | enable MMU/cache | page tables 완료 상태 | DMA/MMIO attributes | runtime mappings |
| 05 | runtime mappings | enable MMU/cache 완료 상태 | DMA/MMIO attributes | 이 단계의 처리 결과를 사용하는 코드 |
분석 범위의 전제와 비교해, 다음 단계에 잘못된 입력을 넘긴 부분부터 조사한다.
VISUAL WALKTHROUGH
주소와 객체의 이동을 그림으로 읽기
아래 그림은 주소, 객체를 사용하는 기간, 제어권을 넘기는 시점을 중심으로 정리했다. 실제 주소와 크기는 사용 중인 보드의 bdinfo, 맵 파일과 링커 심벌로 확인한다.
크기는 개념 비율이다. 실제 분석에서는 map, symbol과 runtime 출력의 시작·끝 주소를 대입한다.
호출 이름만 나열하지 않고, 각 단계가 다음 단계에 넘기는 상태를 기준으로 실행 순서를 표시한다.
UPSTREAM SOURCE
원본 코드
아래 코드는 Barebox v2026.06.1의 arch/arm/cpu/mmu-common.c에서 141-194줄을 그대로 가져온 것이다. 설명을 위해 실제 코드를 가짜 의사 코드로 바꾸지 않았다.
141 * those here.
142 *
143 * This code will become much less complex once we switch over to using
144 * CONFIG_MEMORY_ATTRIBUTES for MMU as well.
145 */
146 for_each_memory_bank(bank) {
147 struct resource *rsv;
148 resource_size_t pos;
149
150 pos = bank->res->start;
151
152 /* Skip reserved regions */
153 for_each_reserved_region(bank, rsv) {
154 if (pos != rsv->start)
155 remap_range_end_sans_image(pos, rsv->start, MAP_CACHED);
156 pos = rsv->end + 1;
157 }
158
159 remap_range_end_sans_image(pos, bank->res->end + 1, MAP_CACHED);
160 }
161
162 setup_trap_pages();
163}
164
165static int mmu_init(void)
166{
167 if (efi_is_payload())
168 return 0;
169
170 if (list_empty(&memory_banks)) {
171 resource_size_t start;
172 int ret;
173
174 /*
175 * If you see this it means you have no memory registered.
176 * This can be done either with arm_add_mem_device() in an
177 * initcall prior to mmu_initcall or via devicetree in the
178 * memory node.
179 */
180 pr_emerg("No memory bank registered. Limping along with initial memory\n");
181
182 start = arm_mem_membase_get();
183 ret = barebox_add_memory_bank("initmem", start,
184 arm_mem_endmem_get() - start);
185 if (ret)
186 panic("");
187 }
188
189 __mmu_init(get_cr() & CR_M);
190 mmu_remap_memory_banks();
191
192 return 0;
193}
194mmu_initcall(mmu_init);
READING CONTRACT
발췌 범위와 읽기 기준
원문 141-194줄에는 앞뒤 문맥이 포함됩니다. 기준 구문 static int mmu_init(void)은 L165에 있습니다. 발췌 첫 줄을 함수 정의의 시작으로 해석하지 않습니다.
RAM을 전부 normal cacheable로 매핑하지 않는다. image, stack, coherent region, MMIO와 reserved memory의 attribute를 구분한다.
RELATED SOURCE
함께 읽어야 하는 원본 코드
첫 코드 조각만으로 동작이 완성되지 않는 경우 호출 매크로, 객체 정의와 실제 실행 목록을 같은 페이지에 묶었다. 각 조각은 같은 기준 commit에서 가져왔다.
01. RAM bank를 cacheable mapping으로 다시 만드는 코드
arch/arm/cpu/mmu-common.c 119-189줄이다.
119 remap_range_end(start, image_start, MAP_CACHED);
120 /* skip barebox segments here, PBL has already mapped them */
121 start = image_end;
122 }
123
124 start = ALIGN(start, PAGE_SIZE);
125
126 remap_range_end(start, end, MAP_CACHED);
127}
128
129static void mmu_remap_memory_banks(void)
130{
131 struct memory_bank *bank;
132
133 /*
134 * Early mmu init will have mapped everything but the initial memory area
135 * (excluding final OPTEE_SIZE bytes) uncached. We have now discovered
136 * all memory banks, so let's map all pages, excluding reserved memory areas
137 * and barebox text area cacheable.
138 *
139 * PBL has already set up the MMU with proper permissions for text, data
140 * and rodata based on ELF segment information, so we don't need to remap
141 * those here.
142 *
143 * This code will become much less complex once we switch over to using
144 * CONFIG_MEMORY_ATTRIBUTES for MMU as well.
145 */
146 for_each_memory_bank(bank) {
147 struct resource *rsv;
148 resource_size_t pos;
149
150 pos = bank->res->start;
151
152 /* Skip reserved regions */
153 for_each_reserved_region(bank, rsv) {
154 if (pos != rsv->start)
155 remap_range_end_sans_image(pos, rsv->start, MAP_CACHED);
156 pos = rsv->end + 1;
157 }
158
159 remap_range_end_sans_image(pos, bank->res->end + 1, MAP_CACHED);
160 }
161
162 setup_trap_pages();
163}
164
165static int mmu_init(void)
166{
167 if (efi_is_payload())
168 return 0;
169
170 if (list_empty(&memory_banks)) {
171 resource_size_t start;
172 int ret;
173
174 /*
175 * If you see this it means you have no memory registered.
176 * This can be done either with arm_add_mem_device() in an
177 * initcall prior to mmu_initcall or via devicetree in the
178 * memory node.
179 */
180 pr_emerg("No memory bank registered. Limping along with initial memory\n");
181
182 start = arm_mem_membase_get();
183 ret = barebox_add_memory_bank("initmem", start,
184 arm_mem_endmem_get() - start);
185 if (ret)
186 panic("");
187 }
188
189 __mmu_init(get_cr() & CR_M);
DETAILS
내부 동작을 더 깊게 읽기
진입 조건을 먼저 고정한다
memory banks에서 들어온 실행은 부트 CPU의 동기 실행 문맥에 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.
RAM을 전부 normal cacheable로 매핑하지 않는다. image, stack, coherent region, MMIO와 reserved memory의 attribute를 구분한다.
중심 객체의 생성과 공개를 나눈다
이 글의 중심 객체는 memory banks / translation tables다. 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 코드에서는 주소 계산 오류를 주의해야 한다. 원본과 목적지의 주소 범위, 헤더에 기록된 데이터 크기, 블록·페이지 단위를 표로 정리하고 각 구간의 끝 주소를 계산한다. 끝 주소가 start + size - 1처럼 마지막 바이트를 가리키는지, 구간 바로 다음 주소를 가리키는지는 API 규약에서 확인한다.
성공 flag와 실제 완료 시점을 맞춘다
reserved regions → page tables → enable MMU/cache 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, 인터럽트 처리기, USB 완료 콜백, 셸 명령에서도 이 상태를 읽는다면 메모리 접근 순서와 잠금 범위를 함께 확인한다.
제어권을 넘기기 전에 확인할 조건을 정리한다
정상 경로는 runtime mappings에서 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.
호출한 함수로 돌아오는 경로라면 오류와 일부 처리만 완료된 상태를 구분하는지 확인한다. 이어서 다음 후보를 시도할지, 복구 절차를 실행할지 살펴본다.
IMPLEMENTATION NOTES
구현을 읽을 때 놓치기 쉬운 부분
memory bank 등록과 page table mapping은 별도 단계다
resource tree에 RAM이 보인다고 cacheable mapping이 이미 생긴 것은 아니다. image, stack, coherent DMA, MMIO와 reserved range를 서로 다른 memory attribute로 page table에 옮기는 순서를 확인한다.
같은 physical range가 두 attribute로 alias되지 않도록 iomem과 translation table을 대조한다.
page table 자체의 memory도 먼저 안전해야 한다
table을 놓을 physical range가 image나 allocator와 겹치지 않고 요구 alignment를 만족해야 한다. MMU enable 전 table write가 cache에만 남아 walker가 오래된 entry를 읽지 않도록 barrier와 cache maintenance를 확인한다.
첫 translation fault의 FAR뿐 아니라 TTBR, TCR, MAIR와 해당 level entry를 dump한다.
MMU enable은 PC와 SP의 연속성을 보장해야 한다
현재 실행 주소와 stack이 새 mapping에서도 같은 의미를 가져야 enable 다음 instruction을 fetch할 수 있다. identity mapping을 언제 제거하는지와 higher virtual mapping 전환을 분리한다.
enable 직전·직후 PC/SP와 page table walk 결과를 기록한다.
OBJECT LIFETIME
객체와 수명
| 대상 | 만들어지는 시점 | 유효 범위 | 확인할 조건 |
|---|---|---|---|
memory banks / translation tables | reserved regions | runtime mappings 또는 오류 정리 완료까지 | 진입 전제와 상태 계약 |
| 입력 buffer / metadata | memory banks | parse와 검증이 끝날 때까지 | 길이, 정렬, 소유권, 변조 가능성 |
| 등록된 list / descriptor | page tables | 하위 시스템을 종료하거나 다음 이미지에 제어권을 넘길 때까지 | 중복 등록, 해제된 객체를 가리키는 포인터, 오류 후 자원 정리 |
| hardware 또는 persistent state | 실제 write/probe가 완료된 뒤 | reset 또는 명시적 해제·갱신까지 | 쓰기 완료, 시간 초과, 전원 차단, 이전 상태 복원 |
최종 부트로더 이미지 | link/image 생성 시점 | 다음 stage가 새 image로 교체할 때까지 | 적재 주소, 진입점, 섹션, 헤더의 일치 여부 |
FAILURE PATH
실패 지점과 증상
| # | 조건 | 관찰되는 증상 | 먼저 볼 단계 |
|---|---|---|---|
| 01 | MMIO cacheable mapping | register access 이상 | reserved regions |
| 02 | page table 위치 겹침 | translation fault | page tables |
| 03 | cache enable 전 clean 누락 | stale data | enable MMU/cache |
로그가 끊긴 함수뿐 아니라 그 함수에 주소, 크기, 플래그를 전달한 앞 단계도 조사한다. 오류 처리 후 등록된 객체나 하드웨어 설정이 그대로 남아 있는지도 확인한다.
EVIDENCE
소스 밖에서 확인할 증거
소스에서 파악한 동작을 실제 빌드 결과와 대상 보드의 로그로 확인한다. 아래 명령의 보드 이름과 툴체인 접두사는 사용 중인 빌드 환경에 맞게 바꾼다.
| # | 목적 | 명령 또는 계측 | 판정 기준 |
|---|---|---|---|
| 01 | 빌드 구성 | make <board>_defconfig && make V=1 | Kconfig, linker section과 최종 barebox image 생성 명령을 보관한다. |
| 02 | symbol과 section | ${CROSS_COMPILE}nm -n barebox | grep 'static int mmu_init' | initcall, command, driver descriptor가 image에 남았는지 확인한다. |
| 03 | 주소와 resource | iomem | image, malloc, stack, device resource와 reserved 영역의 겹침을 확인한다. |
| 04 | device 상태 | devinfo; drvinfo; of_dump | DT node 생성, device 등록, driver probe를 서로 구분한다. |
| 05 | boot 정책 | boot -d -v; state -d | entry 탐색 결과와 persistent state가 실제 선택에 미친 영향을 확인한다. |
LAB
직접 확인할 실험
- 01iomem 명령과 page table dump 대조
reserved regions진입 전후에 RAM banks의 주소·크기·반환값과 timestamp를 함께 남긴다. - 02MMIO mapping attribute 확인
page tables진입 전후에 resource reservations의 주소·크기·반환값과 timestamp를 함께 남긴다. - 03MMU enable 직전/직후 stack과 PC 주소 기록
enable MMU/cache진입 전후에 translation tables의 주소·크기·반환값과 timestamp를 함께 남긴다.
PRIMARY REFERENCES