OP-TEE thread pool과 secure stack | OP-TEE OS

QUESTION

OP-TEE thread pool과 secure stack 단계에서 실제로 바뀌는 상태는 무엇인가?

Linux task와 OP-TEE thread는 일대일이 아니다. secure thread가 RPC 중 suspend될 때 register, session, user mapping과 stack owner가 어떻게 유지되는지 본다.

FREE, ACTIVE, SUSPENDED 상태 변경은 lock과 interrupt 규칙 아래에서 이뤄지고 한 stack/context는 동시에 한 execution에만 속해야 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

그림 1. OP-TEE thread pool과 secure stack에서 입력, 내부 상태, 출력의 경계

입력과 전제내부 상태외부로 공개되는 결과

01thread_ctx

02thread_core_local

03kernel stack

04saved registers

INVARIANT

FREE, ACTIVE, SUSPENDED 상태 변경은 lock과 interrupt 규칙 아래에서 이뤄지고 한 stack/context는 동시에 한 execution에만 속해야 한다.

thread_ctx / per-CPU core_local를 중심에 놓고 왼쪽의 입력이 어떤 검사를 거쳐 오른쪽 결과로 공개되는지 표시했다. 실제 디버깅에서는 각 블록의 주소와 크기를 로그에 대입한다.

CALL PATH

실행 흐름

그림 2. 정상 경로의 주요 호출과 상태 전달

primary init

thread array/stacks

SMC arrival

allocate thread

suspend/resume/free

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

호출 순서를 함수 이름으로만 외우지 않고, 각 단계가 무엇을 받아 무엇을 공개하는지 적은 표다. 실제 소스에서 생산 필드가 다르면 표를 고치는 방식으로 사용한다.

#	단계	진입 시 신뢰할 상태	성공 뒤 남아야 할 상태	다음 소비자
01	`primary init`	secure interrupt and SMC execution context	thread_ctx	thread array/stacks
02	`thread array/stacks`	primary init 완료 상태	thread_core_local	SMC arrival
03	`SMC arrival`	thread array/stacks 완료 상태	kernel stack	allocate thread
04	`allocate thread`	SMC arrival 완료 상태	saved registers	suspend/resume/free
05	`suspend/resume/free`	allocate thread 완료 상태	saved registers	최종 최종 부트로더 이미지 또는 다음 stage

공통 불변 조건: FREE, ACTIVE, SUSPENDED 상태 변경은 lock과 interrupt 규칙 아래에서 이뤄지고 한 stack/context는 동시에 한 execution에만 속해야 한다. 한 단계의 출력이 다음 단계의 입력 조건을 만족하지 않으면 오류가 실제로 드러난 위치보다 앞의 생산 단계부터 조사한다.

VISUAL WALKTHROUGH

주소와 객체의 이동을 그림으로 읽기

아래 그림은 호출 이름보다 주소, 객체 수명과 handoff 경계를 먼저 볼 수 있도록 구성했다. 실제 주소와 크기는 사용 중인 보드의 bdinfo, map과 linker symbol을 대입한다.

그림 3. OP-TEE thread pool과 secure stack의 실행 순서

각 칸은 제어권이 다음 단계로 넘어가기 전에 확정되어야 하는 상태를 나타낸다.

01primary init

02thread array/stacks

03SMC arrival

04allocate thread

05suspend/resume/free

그림 4. ACTIVE thread와 SUSPENDED RPC thread

두 열은 실행 주체와 접근 권한, 객체를 해제할 책임이 다른 경계를 비교한다.

ACTIVE

01한 CPU에서 실행

02secure stack 사용

03current session/context

04interrupt mask 규칙

SUSPENDED

01register 저장

02stack·session 유지

03RPC resume token

04CPU 소유권 없음

UPSTREAM SOURCE

원본 코드

아래 코드는 OP-TEE OS 4.10.0의 core/arch/arm/kernel/thread.c에서 584-672줄을 그대로 가져온 것이다. 설명을 위해 실제 코드를 가짜 의사 코드로 바꾸지 않았다.

commit753afbbee1682f5d16fd30e87b31058a4fd4f4b8symbolvoid thread_init_primary(void)

584
585	thread_user_kcode_va = ROUNDDOWN(v, CORE_MMU_USER_CODE_SIZE);
586	ve = ROUNDUP(ve, CORE_MMU_USER_CODE_SIZE);
587	thread_user_kcode_size = ve - thread_user_kcode_va;
588
589	core_mmu_get_user_va_range(&v, NULL);
590	thread_user_kcode_offset = thread_user_kcode_va - v;
591
592	set_core_local_kcode_offset(thread_core_local,
593				    thread_user_kcode_offset);
594#if defined(CFG_CORE_WORKAROUND_SPECTRE_BP_SEC) && defined(ARM64)
595	set_core_local_kcode_offset((void *)thread_user_kdata_page,
596				    thread_user_kcode_offset);
597	/*
598	 * When transitioning to EL0 subtract SP with this much to point to
599	 * this special kdata page instead. SP is restored by add this much
600	 * while transitioning back to EL1.
601	 */
602	v += thread_user_kcode_size;
603	thread_user_kdata_sp_offset = (vaddr_t)thread_core_local - v;
604#endif
605#endif /*CFG_CORE_UNMAP_CORE_AT_EL0*/
606}
607
608void thread_init_primary(void)
609{
610	init_user_kcode();
611}
612
613static uint32_t __maybe_unused get_midr_implementer(uint32_t midr)
614{
615	return (midr >> MIDR_IMPLEMENTER_SHIFT) & MIDR_IMPLEMENTER_MASK;
616}
617
618static uint32_t __maybe_unused get_midr_primary_part(uint32_t midr)
619{
620	return (midr >> MIDR_PRIMARY_PART_NUM_SHIFT) &
621	       MIDR_PRIMARY_PART_NUM_MASK;
622}
623
624static uint32_t __maybe_unused get_midr_variant(uint32_t midr)
625{
626	return (midr >> MIDR_VARIANT_SHIFT) & MIDR_VARIANT_MASK;
627}
628
629static uint32_t __maybe_unused get_midr_revision(uint32_t midr)
630{
631	return (midr >> MIDR_REVISION_SHIFT) & MIDR_REVISION_MASK;
632}
633
634#ifdef CFG_CORE_WORKAROUND_SPECTRE_BP_SEC
635#ifdef ARM64
636static bool probe_workaround_available(uint32_t wa_id)
637{
638	int32_t r;
639
640	r = thread_smc(SMCCC_VERSION, 0, 0, 0);
641	if (r < 0)
642		return false;
643	if (r < 0x10001)	/* compare with version 1.1 */
644		return false;
645
646	/* Version >= 1.1, so SMCCC_ARCH_FEATURES is available */
647	r = thread_smc(SMCCC_ARCH_FEATURES, wa_id, 0, 0);
648	return r >= 0;
649}
650
651static vaddr_t __maybe_unused select_vector_wa_spectre_v2(void)
652{
653	if (probe_workaround_available(SMCCC_ARCH_WORKAROUND_1)) {
654		DMSG("SMCCC_ARCH_WORKAROUND_1 (%#08" PRIx32 ") available",
655		     SMCCC_ARCH_WORKAROUND_1);
656		DMSG("SMC Workaround for CVE-2017-5715 used");
657		return (vaddr_t)thread_excp_vect_wa_spectre_v2;
658	}
659
660	DMSG("SMCCC_ARCH_WORKAROUND_1 (%#08" PRIx32 ") unavailable",
661	     SMCCC_ARCH_WORKAROUND_1);
662	DMSG("SMC Workaround for CVE-2017-5715 not needed (if ARM-TF is up to date)");
663	return (vaddr_t)thread_excp_vect;
664}
665#else
666static vaddr_t __maybe_unused select_vector_wa_spectre_v2(void)
667{
668	return (vaddr_t)thread_excp_vect_wa_spectre_v2;
669}
670#endif
671#endif
672

LINE BY LINE

584-672줄 해설

원본에 보이는 모든 줄을 순서대로 설명한다. 빈 줄도 block 경계로 남겨, 코드와 설명의 위치가 어긋나지 않게 했다.

584(빈 줄)

이전 block 경계까지의 동작과 thread_user_kcode_va = ROUNDDOWN(v, CORE_MMU_USER_CODE_SIZE);에서 시작하는 동작을 나누는 빈 줄이다. 앞 블록이 만든 thread_ctx 상태가 아래 블록의 입력으로 사용되는 경계다.

585thread_user_kcode_va = ROUNDDOWN(v, CORE_MMU_USER_CODE_SIZE);

thread_user_kcode_va에 ROUNDDOWN(v, CORE_MMU_USER_CODE_SIZE)를 = 연산으로 반영해 현재 scope의 계산 결과를 저장한다. 이후 thread array/stacks 단계가 이 값을 처음 소비하는 지점을 찾는다. 실패 경로가 이 field를 이전 값으로 되돌리거나 객체 전체를 폐기하는지도 확인한다.

586ve = ROUNDUP(ve, CORE_MMU_USER_CODE_SIZE);

ve에 ROUNDUP(ve, CORE_MMU_USER_CODE_SIZE)를 = 연산으로 반영해 현재 scope의 계산 결과를 저장한다. 바로 다음 thread_user_kcode_size = ve - thread_user_kcode_va;가 이 값을 다시 읽으므로 그 전까지 완성된 값이어야 한다. 실패 경로가 이 field를 이전 값으로 되돌리거나 객체 전체를 폐기하는지도 확인한다.

587thread_user_kcode_size = ve - thread_user_kcode_va;

thread_user_kcode_size에 ve - thread_user_kcode_va를 = 연산으로 반영해 현재 scope의 계산 결과를 저장한다. 주소·크기 값이면 단위와 정렬, 덧셈 overflow를 함께 검산한다. 이후 allocate thread 단계가 이 값을 처음 소비하는 지점을 찾는다. 실패 경로가 이 field를 이전 값으로 되돌리거나 객체 전체를 폐기하는지도 확인한다.

588(빈 줄)

thread_user_kcode_size = ve - thread_user_kcode_va;까지의 동작과 core_mmu_get_user_va_range(&v, NULL);에서 시작하는 동작을 나누는 빈 줄이다. 앞 블록이 만든 saved registers 상태가 아래 블록의 입력으로 사용되는 경계다.

589core_mmu_get_user_va_range(&v, NULL);

core_mmu_get_user_va_range(&v, NULL)를 호출한다. 반환값을 직접 사용하지 않으므로 이 함수가 실패를 내부 처리하는지 확인해야 한다. pointer 인자는 thread_ctx / per-CPU core_local의 소유권을 넘기는지 호출 동안만 빌리는지 구분하고, 호출 뒤 공개되는 상태를 saved registers 항목과 대조한다.

590thread_user_kcode_offset = thread_user_kcode_va - v;

thread_user_kcode_offset에 thread_user_kcode_va - v를 = 연산으로 반영해 현재 scope의 계산 결과를 저장한다. 주소·크기 값이면 단위와 정렬, 덧셈 overflow를 함께 검산한다. 이후 suspend/resume/free 단계가 이 값을 처음 소비하는 지점을 찾는다. 실패 경로가 이 field를 이전 값으로 되돌리거나 객체 전체를 폐기하는지도 확인한다.

591(빈 줄)

thread_user_kcode_offset = thread_user_kcode_va - v;까지의 동작과 set_core_local_kcode_offset(thread_core_local,에서 시작하는 동작을 나누는 빈 줄이다. 앞 블록이 만든 saved registers 상태가 아래 블록의 입력으로 사용되는 경계다.

592set_core_local_kcode_offset(thread_core_local,

set_core_local_kcode_offset(인자 없음)를 호출한다. 반환값을 직접 사용하지 않으므로 이 함수가 실패를 내부 처리하는지 확인해야 한다. pointer 인자는 thread_ctx / per-CPU core_local의 소유권을 넘기는지 호출 동안만 빌리는지 구분하고, 호출 뒤 공개되는 상태를 saved registers 항목과 대조한다.

593thread_user_kcode_offset);

원본 593번 줄의 thread_user_kcode_offset);는 앞의 set_core_local_kcode_offset(thread_core_local, 결과를 받아 다음 #if defined(CFG_CORE_WORKAROUND_SPECTRE_BP_SEC) && defined(ARM64)로 넘기는 중간 연산이다. 이 줄이 바꾸는 register·field·list link를 찾고, 변경 뒤에도 'FREE, ACTIVE, SUSPENDED 상태 변경은 lock과 interrupt 규칙 아래에서 이뤄지고 한 stack/context는 동시에 한 execution에만 속해야 한다' 조건이 유지되는지 확인한다.

594#if defined(CFG_CORE_WORKAROUND_SPECTRE_BP_SEC) && defined(ARM64)

#if 전처리 지시문으로 이 줄 아래의 code가 binary에 존재할지를 결정한다. architecture 또는 build stage 조건을 여닫는다. 현재 .config와 compiler의 -dD -E 출력에서 실제로 남은 branch를 확인한 뒤 line-by-line 흐름에 포함한다.

595set_core_local_kcode_offset((void *)thread_user_kdata_page,

set_core_local_kcode_offset((void *)를 호출한다. 반환값을 직접 사용하지 않으므로 이 함수가 실패를 내부 처리하는지 확인해야 한다. pointer 인자는 thread_ctx / per-CPU core_local의 소유권을 넘기는지 호출 동안만 빌리는지 구분하고, 호출 뒤 공개되는 상태를 saved registers 항목과 대조한다.

596thread_user_kcode_offset);

원본 596번 줄의 thread_user_kcode_offset);는 앞의 set_core_local_kcode_offset((void *)thread_user_kdata_page, 결과를 받아 다음 /*로 넘기는 중간 연산이다. 이 줄이 바꾸는 register·field·list link를 찾고, 변경 뒤에도 'FREE, ACTIVE, SUSPENDED 상태 변경은 lock과 interrupt 규칙 아래에서 이뤄지고 한 stack/context는 동시에 한 execution에만 속해야 한다' 조건이 유지되는지 확인한다.

597/*

원본 주석이 'block boundary'라고 기록한 줄이다. 바로 아래 구현이 이 전제와 같은 순서·단위를 사용하는지 대조한다.

598* When transitioning to EL0 subtract SP with this much to point to

원본 주석이 'When transitioning to EL0 subtract SP with this much to point to'라고 기록한 줄이다. 바로 아래 구현이 이 전제와 같은 순서·단위를 사용하는지 대조한다.

599* this special kdata page instead. SP is restored by add this much

원본 주석이 'this special kdata page instead. SP is restored by add this much'라고 기록한 줄이다. 바로 아래 구현이 이 전제와 같은 순서·단위를 사용하는지 대조한다.

600* while transitioning back to EL1.

원본 주석이 'while transitioning back to EL1.'라고 기록한 줄이다. 바로 아래 구현이 이 전제와 같은 순서·단위를 사용하는지 대조한다.

601*/

원본 주석이 'block boundary'라고 기록한 줄이다. 바로 아래 구현이 이 전제와 같은 순서·단위를 사용하는지 대조한다.

602v += thread_user_kcode_size;

v에 thread_user_kcode_size를 += 연산으로 반영해 현재 scope의 계산 결과를 저장한다. 바로 다음 thread_user_kdata_sp_offset = (vaddr_t)thread_core_local - v;가 이 값을 다시 읽으므로 그 전까지 완성된 값이어야 한다. 실패 경로가 이 field를 이전 값으로 되돌리거나 객체 전체를 폐기하는지도 확인한다.

603thread_user_kdata_sp_offset = (vaddr_t)thread_core_local - v;

thread_user_kdata_sp_offset에 (vaddr_t)thread_core_local - v를 = 연산으로 반영해 현재 scope의 계산 결과를 저장한다. 주소·크기 값이면 단위와 정렬, 덧셈 overflow를 함께 검산한다. 이후 suspend/resume/free 단계가 이 값을 처음 소비하는 지점을 찾는다. 실패 경로가 이 field를 이전 값으로 되돌리거나 객체 전체를 폐기하는지도 확인한다.

604#endif

#endif 전처리 지시문으로 이 줄 아래의 code가 binary에 존재할지를 결정한다. architecture 또는 build stage 조건을 여닫는다. 현재 .config와 compiler의 -dD -E 출력에서 실제로 남은 branch를 확인한 뒤 line-by-line 흐름에 포함한다.

605#endif /*CFG_CORE_UNMAP_CORE_AT_EL0*/

606}

현재 block, initializer 또는 호출의 경계를 닫는다. 이 지점까지 획득한 resource가 성공 경로와 실패 경로에서 대칭인지 점검한다.

607(빈 줄)

}까지의 동작과 void thread_init_primary(void)에서 시작하는 동작을 나누는 빈 줄이다. 앞 블록이 만든 saved registers 상태가 아래 블록의 입력으로 사용되는 경계다.

608void thread_init_primary(void)

thread_init_primary 함수 정의가 시작된다. 입력은 void이며, secure interrupt and SMC execution context에서 호출된다는 전제로 반환 전까지의 상태 변화를 읽는다.

609{

바로 위 함수·조건·초기화의 block이 열린다. 이 scope 안에서 만들어지는 지역 객체와 오류 이동 지점을 thread_ctx / per-CPU core_local의 수명에 맞춰 묶어 읽는다.

610init_user_kcode();

init_user_kcode(인자 없음)를 호출한다. 반환값을 직접 사용하지 않으므로 이 함수가 실패를 내부 처리하는지 확인해야 한다. pointer 인자는 thread_ctx / per-CPU core_local의 소유권을 넘기는지 호출 동안만 빌리는지 구분하고, 호출 뒤 공개되는 상태를 saved registers 항목과 대조한다.

611}

현재 block, initializer 또는 호출의 경계를 닫는다. 이 지점까지 획득한 resource가 성공 경로와 실패 경로에서 대칭인지 점검한다.

612(빈 줄)

}까지의 동작과 static uint32_t __maybe_unused get_midr_implementer(uint32_t midr)에서 시작하는 동작을 나누는 빈 줄이다. 앞 블록이 만든 saved registers 상태가 아래 블록의 입력으로 사용되는 경계다.

613static uint32_t __maybe_unused get_midr_implementer(uint32_t midr)

get_midr_implementer 함수 정의가 시작된다. 입력은 uint32_t midr이며, secure interrupt and SMC execution context에서 호출된다는 전제로 반환 전까지의 상태 변화를 읽는다.

614{

615return (midr >> MIDR_IMPLEMENTER_SHIFT) & MIDR_IMPLEMENTER_MASK;

(midr >> MIDR_IMPLEMENTER_SHIFT) & MIDR_IMPLEMENTER_MASK를 호출자에게 반환한다. caller가 이 값을 검사한 뒤 부분 초기화된 thread_ctx / per-CPU core_local를 정리하거나 다음 단계로 진행하는지 확인한다.

616}

현재 block, initializer 또는 호출의 경계를 닫는다. 이 지점까지 획득한 resource가 성공 경로와 실패 경로에서 대칭인지 점검한다.

617(빈 줄)

}까지의 동작과 static uint32_t __maybe_unused get_midr_primary_part(uint32_t midr)에서 시작하는 동작을 나누는 빈 줄이다. 앞 블록이 만든 saved registers 상태가 아래 블록의 입력으로 사용되는 경계다.

618static uint32_t __maybe_unused get_midr_primary_part(uint32_t midr)

get_midr_primary_part 함수 정의가 시작된다. 입력은 uint32_t midr이며, secure interrupt and SMC execution context에서 호출된다는 전제로 반환 전까지의 상태 변화를 읽는다.

619{

620return (midr >> MIDR_PRIMARY_PART_NUM_SHIFT) &

(midr >> MIDR_PRIMARY_PART_NUM_SHIFT) &를 호출자에게 반환한다. caller가 이 값을 검사한 뒤 부분 초기화된 thread_ctx / per-CPU core_local를 정리하거나 다음 단계로 진행하는지 확인한다.

621MIDR_PRIMARY_PART_NUM_MASK;

원본 621번 줄의 MIDR_PRIMARY_PART_NUM_MASK;는 앞의 return (midr >> MIDR_PRIMARY_PART_NUM_SHIFT) & 결과를 받아 다음 }로 넘기는 중간 연산이다. 이 줄이 바꾸는 register·field·list link를 찾고, 변경 뒤에도 'FREE, ACTIVE, SUSPENDED 상태 변경은 lock과 interrupt 규칙 아래에서 이뤄지고 한 stack/context는 동시에 한 execution에만 속해야 한다' 조건이 유지되는지 확인한다.

622}

현재 block, initializer 또는 호출의 경계를 닫는다. 이 지점까지 획득한 resource가 성공 경로와 실패 경로에서 대칭인지 점검한다.

623(빈 줄)

}까지의 동작과 static uint32_t __maybe_unused get_midr_variant(uint32_t midr)에서 시작하는 동작을 나누는 빈 줄이다. 앞 블록이 만든 saved registers 상태가 아래 블록의 입력으로 사용되는 경계다.

624static uint32_t __maybe_unused get_midr_variant(uint32_t midr)

get_midr_variant 함수 정의가 시작된다. 입력은 uint32_t midr이며, secure interrupt and SMC execution context에서 호출된다는 전제로 반환 전까지의 상태 변화를 읽는다.

625{

626return (midr >> MIDR_VARIANT_SHIFT) & MIDR_VARIANT_MASK;

(midr >> MIDR_VARIANT_SHIFT) & MIDR_VARIANT_MASK를 호출자에게 반환한다. caller가 이 값을 검사한 뒤 부분 초기화된 thread_ctx / per-CPU core_local를 정리하거나 다음 단계로 진행하는지 확인한다.

627}

현재 block, initializer 또는 호출의 경계를 닫는다. 이 지점까지 획득한 resource가 성공 경로와 실패 경로에서 대칭인지 점검한다.

628(빈 줄)

}까지의 동작과 static uint32_t __maybe_unused get_midr_revision(uint32_t midr)에서 시작하는 동작을 나누는 빈 줄이다. 앞 블록이 만든 saved registers 상태가 아래 블록의 입력으로 사용되는 경계다.

629static uint32_t __maybe_unused get_midr_revision(uint32_t midr)

get_midr_revision 함수 정의가 시작된다. 입력은 uint32_t midr이며, secure interrupt and SMC execution context에서 호출된다는 전제로 반환 전까지의 상태 변화를 읽는다.

630{

631return (midr >> MIDR_REVISION_SHIFT) & MIDR_REVISION_MASK;

(midr >> MIDR_REVISION_SHIFT) & MIDR_REVISION_MASK를 호출자에게 반환한다. caller가 이 값을 검사한 뒤 부분 초기화된 thread_ctx / per-CPU core_local를 정리하거나 다음 단계로 진행하는지 확인한다.

632}

현재 block, initializer 또는 호출의 경계를 닫는다. 이 지점까지 획득한 resource가 성공 경로와 실패 경로에서 대칭인지 점검한다.

633(빈 줄)

}까지의 동작과 #ifdef CFG_CORE_WORKAROUND_SPECTRE_BP_SEC에서 시작하는 동작을 나누는 빈 줄이다. 앞 블록이 만든 saved registers 상태가 아래 블록의 입력으로 사용되는 경계다.

634#ifdef CFG_CORE_WORKAROUND_SPECTRE_BP_SEC

#ifdef 전처리 지시문으로 이 줄 아래의 code가 binary에 존재할지를 결정한다. architecture 또는 build stage 조건을 여닫는다. 현재 .config와 compiler의 -dD -E 출력에서 실제로 남은 branch를 확인한 뒤 line-by-line 흐름에 포함한다.

635#ifdef ARM64

636static bool probe_workaround_available(uint32_t wa_id)

probe_workaround_available 함수 정의가 시작된다. 입력은 uint32_t wa_id이며, secure interrupt and SMC execution context에서 호출된다는 전제로 반환 전까지의 상태 변화를 읽는다.

637{

638int32_t r;

원본 638번 줄의 int32_t r;는 앞의 { 결과를 받아 다음 다음 block 경계로 넘기는 중간 연산이다. 이 줄이 바꾸는 register·field·list link를 찾고, 변경 뒤에도 'FREE, ACTIVE, SUSPENDED 상태 변경은 lock과 interrupt 규칙 아래에서 이뤄지고 한 stack/context는 동시에 한 execution에만 속해야 한다' 조건이 유지되는지 확인한다.

639(빈 줄)

int32_t r;까지의 동작과 r = thread_smc(SMCCC_VERSION, 0, 0, 0);에서 시작하는 동작을 나누는 빈 줄이다. 앞 블록이 만든 saved registers 상태가 아래 블록의 입력으로 사용되는 경계다.

640r = thread_smc(SMCCC_VERSION, 0, 0, 0);

r에 thread_smc(SMCCC_VERSION, 0, 0, 0)를 = 연산으로 반영해 현재 scope의 계산 결과를 저장한다. 바로 다음 if (r < 0)가 이 값을 다시 읽으므로 그 전까지 완성된 값이어야 한다. 실패 경로가 이 field를 이전 값으로 되돌리거나 객체 전체를 폐기하는지도 확인한다.

641if (r < 0)

r < 0를 검사해 진행 여부를 가른다. 거짓 경로와 참 경로 중 어느 쪽이 'FREE, ACTIVE, SUSPENDED 상태 변경은 lock과 interrupt 규칙 아래에서 이뤄지고 한 stack/context는 동시에 한 execution에만 속해야 한다' 조건을 보존하는지 다음 return 또는 goto까지 따라간다.

642return false;

false를 호출자에게 반환한다. caller가 이 값을 검사한 뒤 부분 초기화된 thread_ctx / per-CPU core_local를 정리하거나 다음 단계로 진행하는지 확인한다.

643if (r < 0x10001) /* compare with version 1.1 */

원본 643번 줄의 if (r < 0x10001) /* compare with version 1.1 */는 앞의 return false; 결과를 받아 다음 return false;로 넘기는 중간 연산이다. 이 줄이 바꾸는 register·field·list link를 찾고, 변경 뒤에도 'FREE, ACTIVE, SUSPENDED 상태 변경은 lock과 interrupt 규칙 아래에서 이뤄지고 한 stack/context는 동시에 한 execution에만 속해야 한다' 조건이 유지되는지 확인한다.

644return false;

false를 호출자에게 반환한다. caller가 이 값을 검사한 뒤 부분 초기화된 thread_ctx / per-CPU core_local를 정리하거나 다음 단계로 진행하는지 확인한다.

645(빈 줄)

return false;까지의 동작과 /* Version >= 1.1, so SMCCC_ARCH_FEATURES is available */에서 시작하는 동작을 나누는 빈 줄이다. 앞 블록이 만든 saved registers 상태가 아래 블록의 입력으로 사용되는 경계다.

646/* Version >= 1.1, so SMCCC_ARCH_FEATURES is available */

원본 주석이 'Version >= 1.1, so SMCCC_ARCH_FEATURES is available'라고 기록한 줄이다. 바로 아래 구현이 이 전제와 같은 순서·단위를 사용하는지 대조한다.

647r = thread_smc(SMCCC_ARCH_FEATURES, wa_id, 0, 0);

r에 thread_smc(SMCCC_ARCH_FEATURES, wa_id, 0, 0)를 = 연산으로 반영해 현재 scope의 계산 결과를 저장한다. 바로 다음 return r >= 0;가 이 값을 다시 읽으므로 그 전까지 완성된 값이어야 한다. 실패 경로가 이 field를 이전 값으로 되돌리거나 객체 전체를 폐기하는지도 확인한다.

648return r >= 0;

r >= 0를 호출자에게 반환한다. caller가 이 값을 검사한 뒤 부분 초기화된 thread_ctx / per-CPU core_local를 정리하거나 다음 단계로 진행하는지 확인한다.

649}

현재 block, initializer 또는 호출의 경계를 닫는다. 이 지점까지 획득한 resource가 성공 경로와 실패 경로에서 대칭인지 점검한다.

650(빈 줄)

}까지의 동작과 static vaddr_t __maybe_unused select_vector_wa_spectre_v2(void)에서 시작하는 동작을 나누는 빈 줄이다. 앞 블록이 만든 saved registers 상태가 아래 블록의 입력으로 사용되는 경계다.

651static vaddr_t __maybe_unused select_vector_wa_spectre_v2(void)

select_vector_wa_spectre_v2 함수 정의가 시작된다. 입력은 void이며, secure interrupt and SMC execution context에서 호출된다는 전제로 반환 전까지의 상태 변화를 읽는다.

652{

653if (probe_workaround_available(SMCCC_ARCH_WORKAROUND_1)) {

probe_workaround_available(SMCCC_ARCH_WORKAROUND_1)를 검사해 진행 여부를 가른다. 거짓 경로와 참 경로 중 어느 쪽이 'FREE, ACTIVE, SUSPENDED 상태 변경은 lock과 interrupt 규칙 아래에서 이뤄지고 한 stack/context는 동시에 한 execution에만 속해야 한다' 조건을 보존하는지 다음 return 또는 goto까지 따라간다.

654DMSG("SMCCC_ARCH_WORKAROUND_1 (%#08" PRIx32 ") available",

SMCCC_ARCH_WORKAROUND_1(%#08" PRIx32 ")를 호출한다. 반환값을 직접 사용하지 않으므로 이 함수가 실패를 내부 처리하는지 확인해야 한다. pointer 인자는 thread_ctx / per-CPU core_local의 소유권을 넘기는지 호출 동안만 빌리는지 구분하고, 호출 뒤 공개되는 상태를 saved registers 항목과 대조한다.

655SMCCC_ARCH_WORKAROUND_1);

원본 655번 줄의 SMCCC_ARCH_WORKAROUND_1);는 앞의 DMSG("SMCCC_ARCH_WORKAROUND_1 (%#08" PRIx32 ") available", 결과를 받아 다음 DMSG("SMC Workaround for CVE-2017-5715 used");로 넘기는 중간 연산이다. 이 줄이 바꾸는 register·field·list link를 찾고, 변경 뒤에도 'FREE, ACTIVE, SUSPENDED 상태 변경은 lock과 interrupt 규칙 아래에서 이뤄지고 한 stack/context는 동시에 한 execution에만 속해야 한다' 조건이 유지되는지 확인한다.

656DMSG("SMC Workaround for CVE-2017-5715 used");

DMSG("SMC Workaround for CVE-2017-5715 used")를 호출한다. 반환 결과는 현재 줄 또는 다음 return (vaddr_t)thread_excp_vect_wa_spectre_v2;에서 검사되는 흐름이다. pointer 인자는 thread_ctx / per-CPU core_local의 소유권을 넘기는지 호출 동안만 빌리는지 구분하고, 호출 뒤 공개되는 상태를 saved registers 항목과 대조한다.

657return (vaddr_t)thread_excp_vect_wa_spectre_v2;

(vaddr_t)thread_excp_vect_wa_spectre_v2를 호출자에게 반환한다. caller가 이 값을 검사한 뒤 부분 초기화된 thread_ctx / per-CPU core_local를 정리하거나 다음 단계로 진행하는지 확인한다.

658}

현재 block, initializer 또는 호출의 경계를 닫는다. 이 지점까지 획득한 resource가 성공 경로와 실패 경로에서 대칭인지 점검한다.

659(빈 줄)

}까지의 동작과 DMSG("SMCCC_ARCH_WORKAROUND_1 (%#08" PRIx32 ") unavailable",에서 시작하는 동작을 나누는 빈 줄이다. 앞 블록이 만든 saved registers 상태가 아래 블록의 입력으로 사용되는 경계다.

660DMSG("SMCCC_ARCH_WORKAROUND_1 (%#08" PRIx32 ") unavailable",

661SMCCC_ARCH_WORKAROUND_1);

원본 661번 줄의 SMCCC_ARCH_WORKAROUND_1);는 앞의 DMSG("SMCCC_ARCH_WORKAROUND_1 (%#08" PRIx32 ") unavailable", 결과를 받아 다음 DMSG("SMC Workaround for CVE-2017-5715 not needed (if ARM-TF is up to date)");로 넘기는 중간 연산이다. 이 줄이 바꾸는 register·field·list link를 찾고, 변경 뒤에도 'FREE, ACTIVE, SUSPENDED 상태 변경은 lock과 interrupt 규칙 아래에서 이뤄지고 한 stack/context는 동시에 한 execution에만 속해야 한다' 조건이 유지되는지 확인한다.

662DMSG("SMC Workaround for CVE-2017-5715 not needed (if ARM-TF is up to date)");

needed(if ARM-TF is up to date)")를 호출한다. 반환 결과는 현재 줄 또는 다음 return (vaddr_t)thread_excp_vect;에서 검사되는 흐름이다. pointer 인자는 thread_ctx / per-CPU core_local의 소유권을 넘기는지 호출 동안만 빌리는지 구분하고, 호출 뒤 공개되는 상태를 saved registers 항목과 대조한다.

663return (vaddr_t)thread_excp_vect;

(vaddr_t)thread_excp_vect를 호출자에게 반환한다. caller가 이 값을 검사한 뒤 부분 초기화된 thread_ctx / per-CPU core_local를 정리하거나 다음 단계로 진행하는지 확인한다.

664}

현재 block, initializer 또는 호출의 경계를 닫는다. 이 지점까지 획득한 resource가 성공 경로와 실패 경로에서 대칭인지 점검한다.

665#else

#else 전처리 지시문으로 이 줄 아래의 code가 binary에 존재할지를 결정한다. architecture 또는 build stage 조건을 여닫는다. 현재 .config와 compiler의 -dD -E 출력에서 실제로 남은 branch를 확인한 뒤 line-by-line 흐름에 포함한다.

666static vaddr_t __maybe_unused select_vector_wa_spectre_v2(void)

667{

668return (vaddr_t)thread_excp_vect_wa_spectre_v2;

669}

현재 block, initializer 또는 호출의 경계를 닫는다. 이 지점까지 획득한 resource가 성공 경로와 실패 경로에서 대칭인지 점검한다.

670#endif

671#endif

672(빈 줄)

#endif까지의 동작과 다음 block 경계에서 시작하는 동작을 나누는 빈 줄이다. 앞 블록이 만든 saved registers 상태가 아래 블록의 입력으로 사용되는 경계다.

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. 빈 thread를 골라 SMC register context로 실행

core/arch/arm/kernel/thread.c 255-325줄이다.

filecore/arch/arm/kernel/thread.canchorvoid thread_alloc_and_run

255	threads[n].regs.apiakey_hi = threads[n].keys.apia_hi;
256	threads[n].regs.apiakey_lo = threads[n].keys.apia_lo;
257#endif
258
259	thread_lazy_save_ns_vfp();
260
261	l->flags &= ~THREAD_CLF_TMP;
262	thread_resume(&threads[n].regs);
263	/*NOTREACHED*/
264	panic();
265}
266
267void thread_alloc_and_run(uint32_t a0, uint32_t a1, uint32_t a2, uint32_t a3,
268			  uint32_t a4, uint32_t a5)
269{
270	__thread_alloc_and_run(a0, a1, a2, a3, a4, a5, 0, 0,
271			       thread_std_smc_entry, 0);
272}
273
274#ifdef CFG_SECURE_PARTITION
275void thread_sp_alloc_and_run(struct thread_smc_args *args __maybe_unused)
276{
277	__thread_alloc_and_run(args->a0, args->a1, args->a2, args->a3, args->a4,
278			       args->a5, args->a6, args->a7,
279			       spmc_sp_thread_entry, THREAD_FLAGS_FFA_ONLY);
280}
281#endif
282
283#ifdef ARM32
284static void copy_a0_to_a3(struct thread_ctx_regs *regs, uint32_t a0,
285			  uint32_t a1, uint32_t a2, uint32_t a3)
286{
287	/*
288	 * Update returned values from RPC, values will appear in
289	 * r0-r3 when thread is resumed.
290	 */
291	regs->r0 = a0;
292	regs->r1 = a1;
293	regs->r2 = a2;
294	regs->r3 = a3;
295}
296#endif /*ARM32*/
297
298#ifdef ARM64
299static void copy_a0_to_a3(struct thread_ctx_regs *regs, uint32_t a0,
300			  uint32_t a1, uint32_t a2, uint32_t a3)
301{
302	/*
303	 * Update returned values from RPC, values will appear in
304	 * x0-x3 when thread is resumed.
305	 */
306	regs->x[0] = a0;
307	regs->x[1] = a1;
308	regs->x[2] = a2;
309	regs->x[3] = a3;
310}
311#endif /*ARM64*/
312
313#ifdef ARM32
314static bool is_from_user(uint32_t cpsr)
315{
316	return (cpsr & ARM32_CPSR_MODE_MASK) == ARM32_CPSR_MODE_USR;
317}
318#endif
319
320#ifdef ARM64
321static bool is_from_user(uint32_t cpsr)
322{
323	if (cpsr & (SPSR_MODE_RW_32 << SPSR_MODE_RW_SHIFT))
324		return true;
325	if (((cpsr >> SPSR_64_MODE_EL_SHIFT) & SPSR_64_MODE_EL_MASK) ==

255-325줄 해설

255threads[n].regs.apiakey_hi = threads[n].keys.apia_hi;

threads[n].regs.apiakey_hi에 threads[n].keys.apia_hi를 = 연산으로 반영해 thread_ctx / per-CPU core_local와 연결된 field를 갱신한다. 이후 primary init 단계가 이 값을 처음 소비하는 지점을 찾는다. 실패 경로가 이 field를 이전 값으로 되돌리거나 객체 전체를 폐기하는지도 확인한다.

256threads[n].regs.apiakey_lo = threads[n].keys.apia_lo;

threads[n].regs.apiakey_lo에 threads[n].keys.apia_lo를 = 연산으로 반영해 thread_ctx / per-CPU core_local와 연결된 field를 갱신한다. 이후 thread array/stacks 단계가 이 값을 처음 소비하는 지점을 찾는다. 실패 경로가 이 field를 이전 값으로 되돌리거나 객체 전체를 폐기하는지도 확인한다.

257#endif

258(빈 줄)

#endif까지의 동작과 thread_lazy_save_ns_vfp();에서 시작하는 동작을 나누는 빈 줄이다. 앞 블록이 만든 saved registers 상태가 아래 블록의 입력으로 사용되는 경계다.

259thread_lazy_save_ns_vfp();

thread_lazy_save_ns_vfp(인자 없음)를 호출한다. 반환값을 직접 사용하지 않으므로 이 함수가 실패를 내부 처리하는지 확인해야 한다. pointer 인자는 thread_ctx / per-CPU core_local의 소유권을 넘기는지 호출 동안만 빌리는지 구분하고, 호출 뒤 공개되는 상태를 saved registers 항목과 대조한다.

260(빈 줄)

thread_lazy_save_ns_vfp();까지의 동작과 l->flags &= ~THREAD_CLF_TMP;에서 시작하는 동작을 나누는 빈 줄이다. 앞 블록이 만든 saved registers 상태가 아래 블록의 입력으로 사용되는 경계다.

261l->flags &= ~THREAD_CLF_TMP;

l->flags에 ~THREAD_CLF_TMP를 &= 연산으로 반영해 thread_ctx / per-CPU core_local와 연결된 field를 갱신한다. 이후 suspend/resume/free 단계가 이 값을 처음 소비하는 지점을 찾는다. 실패 경로가 이 field를 이전 값으로 되돌리거나 객체 전체를 폐기하는지도 확인한다.

262thread_resume(&threads[n].regs);

thread_resume(&threads[n].regs)를 호출한다. 반환값을 직접 사용하지 않으므로 이 함수가 실패를 내부 처리하는지 확인해야 한다. pointer 인자는 thread_ctx / per-CPU core_local의 소유권을 넘기는지 호출 동안만 빌리는지 구분하고, 호출 뒤 공개되는 상태를 saved registers 항목과 대조한다.

263/*NOTREACHED*/

원본 주석이 'NOTREACHED'라고 기록한 줄이다. 바로 아래 구현이 이 전제와 같은 순서·단위를 사용하는지 대조한다.

264panic();

panic(인자 없음)를 호출한다. 반환값을 직접 사용하지 않으므로 이 함수가 실패를 내부 처리하는지 확인해야 한다. pointer 인자는 thread_ctx / per-CPU core_local의 소유권을 넘기는지 호출 동안만 빌리는지 구분하고, 호출 뒤 공개되는 상태를 saved registers 항목과 대조한다.

265}

현재 block, initializer 또는 호출의 경계를 닫는다. 이 지점까지 획득한 resource가 성공 경로와 실패 경로에서 대칭인지 점검한다.

266(빈 줄)

}까지의 동작과 void thread_alloc_and_run(uint32_t a0, uint32_t a1, uint32_t a2, uint32_t a3,에서 시작하는 동작을 나누는 빈 줄이다. 앞 블록이 만든 saved registers 상태가 아래 블록의 입력으로 사용되는 경계다.

267void thread_alloc_and_run(uint32_t a0, uint32_t a1, uint32_t a2, uint32_t a3,

thread_alloc_and_run(인자 없음)를 호출한다. 반환값을 직접 사용하지 않으므로 이 함수가 실패를 내부 처리하는지 확인해야 한다. pointer 인자는 thread_ctx / per-CPU core_local의 소유권을 넘기는지 호출 동안만 빌리는지 구분하고, 호출 뒤 공개되는 상태를 saved registers 항목과 대조한다.

268uint32_t a4, uint32_t a5)

원본 268번 줄의 uint32_t a4, uint32_t a5)는 앞의 void thread_alloc_and_run(uint32_t a0, uint32_t a1, uint32_t a2, uint32_t a3, 결과를 받아 다음 {로 넘기는 중간 연산이다. 이 줄이 바꾸는 register·field·list link를 찾고, 변경 뒤에도 'FREE, ACTIVE, SUSPENDED 상태 변경은 lock과 interrupt 규칙 아래에서 이뤄지고 한 stack/context는 동시에 한 execution에만 속해야 한다' 조건이 유지되는지 확인한다.

269{

270__thread_alloc_and_run(a0, a1, a2, a3, a4, a5, 0, 0,

__thread_alloc_and_run(인자 없음)를 호출한다. 반환값을 직접 사용하지 않으므로 이 함수가 실패를 내부 처리하는지 확인해야 한다. pointer 인자는 thread_ctx / per-CPU core_local의 소유권을 넘기는지 호출 동안만 빌리는지 구분하고, 호출 뒤 공개되는 상태를 saved registers 항목과 대조한다.

271thread_std_smc_entry, 0);

원본 271번 줄의 thread_std_smc_entry, 0);는 앞의 __thread_alloc_and_run(a0, a1, a2, a3, a4, a5, 0, 0, 결과를 받아 다음 }로 넘기는 중간 연산이다. 이 줄이 바꾸는 register·field·list link를 찾고, 변경 뒤에도 'FREE, ACTIVE, SUSPENDED 상태 변경은 lock과 interrupt 규칙 아래에서 이뤄지고 한 stack/context는 동시에 한 execution에만 속해야 한다' 조건이 유지되는지 확인한다.

272}

현재 block, initializer 또는 호출의 경계를 닫는다. 이 지점까지 획득한 resource가 성공 경로와 실패 경로에서 대칭인지 점검한다.

273(빈 줄)

}까지의 동작과 #ifdef CFG_SECURE_PARTITION에서 시작하는 동작을 나누는 빈 줄이다. 앞 블록이 만든 saved registers 상태가 아래 블록의 입력으로 사용되는 경계다.

274#ifdef CFG_SECURE_PARTITION

275void thread_sp_alloc_and_run(struct thread_smc_args *args __maybe_unused)

thread_sp_alloc_and_run 함수 정의가 시작된다. 입력은 struct thread_smc_args *args __maybe_unused이며, secure interrupt and SMC execution context에서 호출된다는 전제로 반환 전까지의 상태 변화를 읽는다.

276{

277__thread_alloc_and_run(args->a0, args->a1, args->a2, args->a3, args->a4,

278args->a5, args->a6, args->a7,

원본 278번 줄의 args->a5, args->a6, args->a7,는 앞의 __thread_alloc_and_run(args->a0, args->a1, args->a2, args->a3, args->a4, 결과를 받아 다음 spmc_sp_thread_entry, THREAD_FLAGS_FFA_ONLY);로 넘기는 중간 연산이다. 이 줄이 바꾸는 register·field·list link를 찾고, 변경 뒤에도 'FREE, ACTIVE, SUSPENDED 상태 변경은 lock과 interrupt 규칙 아래에서 이뤄지고 한 stack/context는 동시에 한 execution에만 속해야 한다' 조건이 유지되는지 확인한다.

279spmc_sp_thread_entry, THREAD_FLAGS_FFA_ONLY);

원본 279번 줄의 spmc_sp_thread_entry, THREAD_FLAGS_FFA_ONLY);는 앞의 args->a5, args->a6, args->a7, 결과를 받아 다음 }로 넘기는 중간 연산이다. 이 줄이 바꾸는 register·field·list link를 찾고, 변경 뒤에도 'FREE, ACTIVE, SUSPENDED 상태 변경은 lock과 interrupt 규칙 아래에서 이뤄지고 한 stack/context는 동시에 한 execution에만 속해야 한다' 조건이 유지되는지 확인한다.

280}

현재 block, initializer 또는 호출의 경계를 닫는다. 이 지점까지 획득한 resource가 성공 경로와 실패 경로에서 대칭인지 점검한다.

281#endif

282(빈 줄)

#endif까지의 동작과 #ifdef ARM32에서 시작하는 동작을 나누는 빈 줄이다. 앞 블록이 만든 saved registers 상태가 아래 블록의 입력으로 사용되는 경계다.

283#ifdef ARM32

284static void copy_a0_to_a3(struct thread_ctx_regs *regs, uint32_t a0,

copy_a0_to_a3(인자 없음)를 호출한다. 반환값을 직접 사용하지 않으므로 이 함수가 실패를 내부 처리하는지 확인해야 한다. pointer 인자는 thread_ctx / per-CPU core_local의 소유권을 넘기는지 호출 동안만 빌리는지 구분하고, 호출 뒤 공개되는 상태를 saved registers 항목과 대조한다.

285uint32_t a1, uint32_t a2, uint32_t a3)

원본 285번 줄의 uint32_t a1, uint32_t a2, uint32_t a3)는 앞의 static void copy_a0_to_a3(struct thread_ctx_regs *regs, uint32_t a0, 결과를 받아 다음 {로 넘기는 중간 연산이다. 이 줄이 바꾸는 register·field·list link를 찾고, 변경 뒤에도 'FREE, ACTIVE, SUSPENDED 상태 변경은 lock과 interrupt 규칙 아래에서 이뤄지고 한 stack/context는 동시에 한 execution에만 속해야 한다' 조건이 유지되는지 확인한다.

286{

287/*

원본 주석이 'block boundary'라고 기록한 줄이다. 바로 아래 구현이 이 전제와 같은 순서·단위를 사용하는지 대조한다.

288* Update returned values from RPC, values will appear in

원본 주석이 'Update returned values from RPC, values will appear in'라고 기록한 줄이다. 바로 아래 구현이 이 전제와 같은 순서·단위를 사용하는지 대조한다.

289* r0-r3 when thread is resumed.

원본 주석이 'r0-r3 when thread is resumed.'라고 기록한 줄이다. 바로 아래 구현이 이 전제와 같은 순서·단위를 사용하는지 대조한다.

290*/

원본 주석이 'block boundary'라고 기록한 줄이다. 바로 아래 구현이 이 전제와 같은 순서·단위를 사용하는지 대조한다.

291regs->r0 = a0;

regs->r0에 a0를 = 연산으로 반영해 thread_ctx / per-CPU core_local와 연결된 field를 갱신한다. 이후 suspend/resume/free 단계가 이 값을 처음 소비하는 지점을 찾는다. 실패 경로가 이 field를 이전 값으로 되돌리거나 객체 전체를 폐기하는지도 확인한다.

292regs->r1 = a1;

regs->r1에 a1를 = 연산으로 반영해 thread_ctx / per-CPU core_local와 연결된 field를 갱신한다. 이후 suspend/resume/free 단계가 이 값을 처음 소비하는 지점을 찾는다. 실패 경로가 이 field를 이전 값으로 되돌리거나 객체 전체를 폐기하는지도 확인한다.

293regs->r2 = a2;

regs->r2에 a2를 = 연산으로 반영해 thread_ctx / per-CPU core_local와 연결된 field를 갱신한다. 이후 suspend/resume/free 단계가 이 값을 처음 소비하는 지점을 찾는다. 실패 경로가 이 field를 이전 값으로 되돌리거나 객체 전체를 폐기하는지도 확인한다.

294regs->r3 = a3;

regs->r3에 a3를 = 연산으로 반영해 thread_ctx / per-CPU core_local와 연결된 field를 갱신한다. 이후 suspend/resume/free 단계가 이 값을 처음 소비하는 지점을 찾는다. 실패 경로가 이 field를 이전 값으로 되돌리거나 객체 전체를 폐기하는지도 확인한다.

295}

현재 block, initializer 또는 호출의 경계를 닫는다. 이 지점까지 획득한 resource가 성공 경로와 실패 경로에서 대칭인지 점검한다.

296#endif /*ARM32*/

297(빈 줄)

#endif /*ARM32*/까지의 동작과 #ifdef ARM64에서 시작하는 동작을 나누는 빈 줄이다. 앞 블록이 만든 saved registers 상태가 아래 블록의 입력으로 사용되는 경계다.

298#ifdef ARM64

299static void copy_a0_to_a3(struct thread_ctx_regs *regs, uint32_t a0,

300uint32_t a1, uint32_t a2, uint32_t a3)

원본 300번 줄의 uint32_t a1, uint32_t a2, uint32_t a3)는 앞의 static void copy_a0_to_a3(struct thread_ctx_regs *regs, uint32_t a0, 결과를 받아 다음 {로 넘기는 중간 연산이다. 이 줄이 바꾸는 register·field·list link를 찾고, 변경 뒤에도 'FREE, ACTIVE, SUSPENDED 상태 변경은 lock과 interrupt 규칙 아래에서 이뤄지고 한 stack/context는 동시에 한 execution에만 속해야 한다' 조건이 유지되는지 확인한다.

301{

302/*

원본 주석이 'block boundary'라고 기록한 줄이다. 바로 아래 구현이 이 전제와 같은 순서·단위를 사용하는지 대조한다.

303* Update returned values from RPC, values will appear in

원본 주석이 'Update returned values from RPC, values will appear in'라고 기록한 줄이다. 바로 아래 구현이 이 전제와 같은 순서·단위를 사용하는지 대조한다.

304* x0-x3 when thread is resumed.

원본 주석이 'x0-x3 when thread is resumed.'라고 기록한 줄이다. 바로 아래 구현이 이 전제와 같은 순서·단위를 사용하는지 대조한다.

305*/

원본 주석이 'block boundary'라고 기록한 줄이다. 바로 아래 구현이 이 전제와 같은 순서·단위를 사용하는지 대조한다.

306regs->x[0] = a0;

regs->x[0]에 a0를 = 연산으로 반영해 thread_ctx / per-CPU core_local와 연결된 field를 갱신한다. 이후 suspend/resume/free 단계가 이 값을 처음 소비하는 지점을 찾는다. 실패 경로가 이 field를 이전 값으로 되돌리거나 객체 전체를 폐기하는지도 확인한다.

307regs->x[1] = a1;

regs->x[1]에 a1를 = 연산으로 반영해 thread_ctx / per-CPU core_local와 연결된 field를 갱신한다. 이후 suspend/resume/free 단계가 이 값을 처음 소비하는 지점을 찾는다. 실패 경로가 이 field를 이전 값으로 되돌리거나 객체 전체를 폐기하는지도 확인한다.

308regs->x[2] = a2;

regs->x[2]에 a2를 = 연산으로 반영해 thread_ctx / per-CPU core_local와 연결된 field를 갱신한다. 이후 suspend/resume/free 단계가 이 값을 처음 소비하는 지점을 찾는다. 실패 경로가 이 field를 이전 값으로 되돌리거나 객체 전체를 폐기하는지도 확인한다.

309regs->x[3] = a3;

regs->x[3]에 a3를 = 연산으로 반영해 thread_ctx / per-CPU core_local와 연결된 field를 갱신한다. 이후 suspend/resume/free 단계가 이 값을 처음 소비하는 지점을 찾는다. 실패 경로가 이 field를 이전 값으로 되돌리거나 객체 전체를 폐기하는지도 확인한다.

310}

현재 block, initializer 또는 호출의 경계를 닫는다. 이 지점까지 획득한 resource가 성공 경로와 실패 경로에서 대칭인지 점검한다.

311#endif /*ARM64*/

312(빈 줄)

#endif /*ARM64*/까지의 동작과 #ifdef ARM32에서 시작하는 동작을 나누는 빈 줄이다. 앞 블록이 만든 saved registers 상태가 아래 블록의 입력으로 사용되는 경계다.

313#ifdef ARM32

314static bool is_from_user(uint32_t cpsr)

is_from_user 함수 정의가 시작된다. 입력은 uint32_t cpsr이며, secure interrupt and SMC execution context에서 호출된다는 전제로 반환 전까지의 상태 변화를 읽는다.

315{

316return (cpsr & ARM32_CPSR_MODE_MASK) == ARM32_CPSR_MODE_USR;

(cpsr & ARM32_CPSR_MODE_MASK) == ARM32_CPSR_MODE_USR를 호출자에게 반환한다. caller가 이 값을 검사한 뒤 부분 초기화된 thread_ctx / per-CPU core_local를 정리하거나 다음 단계로 진행하는지 확인한다.

317}

현재 block, initializer 또는 호출의 경계를 닫는다. 이 지점까지 획득한 resource가 성공 경로와 실패 경로에서 대칭인지 점검한다.

318#endif

319(빈 줄)

#endif까지의 동작과 #ifdef ARM64에서 시작하는 동작을 나누는 빈 줄이다. 앞 블록이 만든 saved registers 상태가 아래 블록의 입력으로 사용되는 경계다.

320#ifdef ARM64

321static bool is_from_user(uint32_t cpsr)

322{

323if (cpsr & (SPSR_MODE_RW_32 << SPSR_MODE_RW_SHIFT))

cpsr & (SPSR_MODE_RW_32 << SPSR_MODE_RW_SHIFT)를 검사해 진행 여부를 가른다. 거짓 경로와 참 경로 중 어느 쪽이 'FREE, ACTIVE, SUSPENDED 상태 변경은 lock과 interrupt 규칙 아래에서 이뤄지고 한 stack/context는 동시에 한 execution에만 속해야 한다' 조건을 보존하는지 다음 return 또는 goto까지 따라간다.

324return true;

true를 호출자에게 반환한다. caller가 이 값을 검사한 뒤 부분 초기화된 thread_ctx / per-CPU core_local를 정리하거나 다음 단계로 진행하는지 확인한다.

325if (((cpsr >> SPSR_64_MODE_EL_SHIFT) & SPSR_64_MODE_EL_MASK) ==

원본 325번 줄의 if (((cpsr >> SPSR_64_MODE_EL_SHIFT) & SPSR_64_MODE_EL_MASK) ==는 앞의 return true; 결과를 받아 다음 다음 block 경계로 넘기는 중간 연산이다. 이 줄이 바꾸는 register·field·list link를 찾고, 변경 뒤에도 'FREE, ACTIVE, SUSPENDED 상태 변경은 lock과 interrupt 규칙 아래에서 이뤄지고 한 stack/context는 동시에 한 execution에만 속해야 한다' 조건이 유지되는지 확인한다.

02. ACTIVE thread를 SUSPENDED로 바꾸고 context를 보존

core/arch/arm/kernel/thread.c 504-602줄이다.

filecore/arch/arm/kernel/thread.canchorint thread_state_suspend(uint32_t flags

504	vaddr_t base = thr->stack_va_end - STACK_THREAD_SIZE;
505	size_t len = sp - base;
506
507	tee_pager_release_phys((void *)base, len);
508}
509#else
510static void release_unused_kernel_stack(struct thread_ctx *thr __unused,
511					uint32_t cpsr __unused)
512{
513}
514#endif
515
516int thread_state_suspend(uint32_t flags, uint32_t cpsr, vaddr_t pc)
517{
518	struct thread_core_local *l = thread_get_core_local();
519	int ct = l->curr_thread;
520
521	assert(ct != THREAD_ID_INVALID);
522
523	if (core_mmu_user_mapping_is_active())
524		ftrace_suspend();
525
526	thread_check_canaries();
527
528	release_unused_kernel_stack(threads + ct, cpsr);
529
530	if (is_from_user(cpsr)) {
531		thread_user_save_vfp();
532		tee_ta_update_session_utime_suspend();
533		tee_ta_gprof_sample_pc(pc);
534	}
535	thread_lazy_restore_ns_vfp();
536
537	thread_lock_global();
538
539	assert(threads[ct].state == THREAD_STATE_ACTIVE);
540	threads[ct].flags |= flags;
541	threads[ct].regs.cpsr = cpsr;
542	threads[ct].regs.pc = pc;
543	threads[ct].state = THREAD_STATE_SUSPENDED;
544
545	threads[ct].have_user_map = core_mmu_user_mapping_is_active();
546	if (threads[ct].have_user_map) {
547		if (threads[ct].flags & THREAD_FLAGS_EXIT_ON_FOREIGN_INTR)
548			tee_ta_ftrace_update_times_suspend();
549		core_mmu_get_user_map(&threads[ct].user_map);
550		core_mmu_set_user_map(NULL);
551	}
552
553	if (IS_ENABLED(CFG_SECURE_PARTITION)) {
554		struct ts_session *ts_sess =
555			TAILQ_FIRST(&threads[ct].tsd.sess_stack);
556
557		spmc_sp_set_to_preempted(ts_sess);
558	}
559
560	l->curr_thread = THREAD_ID_INVALID;
561
562	if (IS_ENABLED(CFG_NS_VIRTUALIZATION))
563		virt_unset_guest();
564
565	thread_unlock_global();
566
567	return ct;
568}
569
570static void __maybe_unused
571set_core_local_kcode_offset(struct thread_core_local *cls, long offset)
572{
573	size_t n = 0;
574
575	for (n = 0; n < CFG_TEE_CORE_NB_CORE; n++)
576		cls[n].kcode_offset = offset;
577}
578
579static void init_user_kcode(void)
580{
581#ifdef CFG_CORE_UNMAP_CORE_AT_EL0
582	vaddr_t v = (vaddr_t)thread_excp_vect;
583	vaddr_t ve = (vaddr_t)thread_excp_vect_end;
584
585	thread_user_kcode_va = ROUNDDOWN(v, CORE_MMU_USER_CODE_SIZE);
586	ve = ROUNDUP(ve, CORE_MMU_USER_CODE_SIZE);
587	thread_user_kcode_size = ve - thread_user_kcode_va;
588
589	core_mmu_get_user_va_range(&v, NULL);
590	thread_user_kcode_offset = thread_user_kcode_va - v;
591
592	set_core_local_kcode_offset(thread_core_local,
593				    thread_user_kcode_offset);
594#if defined(CFG_CORE_WORKAROUND_SPECTRE_BP_SEC) && defined(ARM64)
595	set_core_local_kcode_offset((void *)thread_user_kdata_page,
596				    thread_user_kcode_offset);
597	/*
598	 * When transitioning to EL0 subtract SP with this much to point to
599	 * this special kdata page instead. SP is restored by add this much
600	 * while transitioning back to EL1.
601	 */
602	v += thread_user_kcode_size;

504-602줄 해설

504vaddr_t base = thr->stack_va_end - STACK_THREAD_SIZE;

vaddr_t base에 thr->stack_va_end - STACK_THREAD_SIZE를 = 연산으로 반영해 현재 scope의 계산 결과를 저장한다. 주소·크기 값이면 단위와 정렬, 덧셈 overflow를 함께 검산한다. 이후 primary init 단계가 이 값을 처음 소비하는 지점을 찾는다. 실패 경로가 이 field를 이전 값으로 되돌리거나 객체 전체를 폐기하는지도 확인한다.

505size_t len = sp - base;

size_t len = sp - base를 선언한다. 함수 안 선언이면 현재 stack frame, file scope와 static이면 image의 data/BSS에 놓인다. 이 값이 thread_ctx / per-CPU core_local를 직접 소유하는지 pointer만 빌리는지, secure interrupt and SMC execution context를 벗어난 뒤에도 참조되는지 다음 대입과 callback 등록까지 따라간다.

506(빈 줄)

size_t len = sp - base;까지의 동작과 tee_pager_release_phys((void *)base, len);에서 시작하는 동작을 나누는 빈 줄이다. 앞 블록이 만든 kernel stack 상태가 아래 블록의 입력으로 사용되는 경계다.

507tee_pager_release_phys((void *)base, len);

tee_pager_release_phys((void *)base, len)를 호출한다. 반환값을 직접 사용하지 않으므로 이 함수가 실패를 내부 처리하는지 확인해야 한다. pointer 인자는 thread_ctx / per-CPU core_local의 소유권을 넘기는지 호출 동안만 빌리는지 구분하고, 호출 뒤 공개되는 상태를 saved registers 항목과 대조한다.

508}

현재 block, initializer 또는 호출의 경계를 닫는다. 이 지점까지 획득한 resource가 성공 경로와 실패 경로에서 대칭인지 점검한다.

509#else

510static void release_unused_kernel_stack(struct thread_ctx *thr __unused,

release_unused_kernel_stack(인자 없음)를 호출한다. 반환값을 직접 사용하지 않으므로 이 함수가 실패를 내부 처리하는지 확인해야 한다. pointer 인자는 thread_ctx / per-CPU core_local의 소유권을 넘기는지 호출 동안만 빌리는지 구분하고, 호출 뒤 공개되는 상태를 saved registers 항목과 대조한다.

511uint32_t cpsr __unused)

원본 511번 줄의 uint32_t cpsr __unused)는 앞의 static void release_unused_kernel_stack(struct thread_ctx *thr __unused, 결과를 받아 다음 {로 넘기는 중간 연산이다. 이 줄이 바꾸는 register·field·list link를 찾고, 변경 뒤에도 'FREE, ACTIVE, SUSPENDED 상태 변경은 lock과 interrupt 규칙 아래에서 이뤄지고 한 stack/context는 동시에 한 execution에만 속해야 한다' 조건이 유지되는지 확인한다.

512{

513}

현재 block, initializer 또는 호출의 경계를 닫는다. 이 지점까지 획득한 resource가 성공 경로와 실패 경로에서 대칭인지 점검한다.

514#endif

515(빈 줄)

#endif까지의 동작과 int thread_state_suspend(uint32_t flags, uint32_t cpsr, vaddr_t pc)에서 시작하는 동작을 나누는 빈 줄이다. 앞 블록이 만든 saved registers 상태가 아래 블록의 입력으로 사용되는 경계다.

516int thread_state_suspend(uint32_t flags, uint32_t cpsr, vaddr_t pc)

thread_state_suspend 함수 정의가 시작된다. 입력은 uint32_t flags, uint32_t cpsr, vaddr_t pc이며, secure interrupt and SMC execution context에서 호출된다는 전제로 반환 전까지의 상태 변화를 읽는다.

517{

518struct thread_core_local *l = thread_get_core_local();

struct thread_core_local *l = thread_get_core_local()를 선언한다. 함수 안 선언이면 현재 stack frame, file scope와 static이면 image의 data/BSS에 놓인다. 이 값이 thread_ctx / per-CPU core_local를 직접 소유하는지 pointer만 빌리는지, secure interrupt and SMC execution context를 벗어난 뒤에도 참조되는지 다음 대입과 callback 등록까지 따라간다.

519int ct = l->curr_thread;

int ct = l->curr_thread를 선언한다. 함수 안 선언이면 현재 stack frame, file scope와 static이면 image의 data/BSS에 놓인다. 이 값이 thread_ctx / per-CPU core_local를 직접 소유하는지 pointer만 빌리는지, secure interrupt and SMC execution context를 벗어난 뒤에도 참조되는지 다음 대입과 callback 등록까지 따라간다.

520(빈 줄)

int ct = l->curr_thread;까지의 동작과 assert(ct != THREAD_ID_INVALID);에서 시작하는 동작을 나누는 빈 줄이다. 앞 블록이 만든 saved registers 상태가 아래 블록의 입력으로 사용되는 경계다.

521assert(ct != THREAD_ID_INVALID);

assert(ct !에 THREAD_ID_INVALID)를 = 연산으로 반영해 현재 scope의 계산 결과를 저장한다. 이후 suspend/resume/free 단계가 이 값을 처음 소비하는 지점을 찾는다. 실패 경로가 이 field를 이전 값으로 되돌리거나 객체 전체를 폐기하는지도 확인한다.

522(빈 줄)

assert(ct != THREAD_ID_INVALID);까지의 동작과 if (core_mmu_user_mapping_is_active())에서 시작하는 동작을 나누는 빈 줄이다. 앞 블록이 만든 saved registers 상태가 아래 블록의 입력으로 사용되는 경계다.

523if (core_mmu_user_mapping_is_active())

core_mmu_user_mapping_is_active()를 검사해 진행 여부를 가른다. 거짓 경로와 참 경로 중 어느 쪽이 'FREE, ACTIVE, SUSPENDED 상태 변경은 lock과 interrupt 규칙 아래에서 이뤄지고 한 stack/context는 동시에 한 execution에만 속해야 한다' 조건을 보존하는지 다음 return 또는 goto까지 따라간다.

524ftrace_suspend();

ftrace_suspend(인자 없음)를 호출한다. 반환값을 직접 사용하지 않으므로 이 함수가 실패를 내부 처리하는지 확인해야 한다. pointer 인자는 thread_ctx / per-CPU core_local의 소유권을 넘기는지 호출 동안만 빌리는지 구분하고, 호출 뒤 공개되는 상태를 saved registers 항목과 대조한다.

525(빈 줄)

ftrace_suspend();까지의 동작과 thread_check_canaries();에서 시작하는 동작을 나누는 빈 줄이다. 앞 블록이 만든 saved registers 상태가 아래 블록의 입력으로 사용되는 경계다.

526thread_check_canaries();

thread_check_canaries(인자 없음)를 호출한다. 반환값을 직접 사용하지 않으므로 이 함수가 실패를 내부 처리하는지 확인해야 한다. pointer 인자는 thread_ctx / per-CPU core_local의 소유권을 넘기는지 호출 동안만 빌리는지 구분하고, 호출 뒤 공개되는 상태를 saved registers 항목과 대조한다.

527(빈 줄)

thread_check_canaries();까지의 동작과 release_unused_kernel_stack(threads + ct, cpsr);에서 시작하는 동작을 나누는 빈 줄이다. 앞 블록이 만든 saved registers 상태가 아래 블록의 입력으로 사용되는 경계다.

528release_unused_kernel_stack(threads + ct, cpsr);

release_unused_kernel_stack(threads + ct, cpsr)를 호출한다. 반환값을 직접 사용하지 않으므로 이 함수가 실패를 내부 처리하는지 확인해야 한다. pointer 인자는 thread_ctx / per-CPU core_local의 소유권을 넘기는지 호출 동안만 빌리는지 구분하고, 호출 뒤 공개되는 상태를 saved registers 항목과 대조한다.

529(빈 줄)

release_unused_kernel_stack(threads + ct, cpsr);까지의 동작과 if (is_from_user(cpsr)) {에서 시작하는 동작을 나누는 빈 줄이다. 앞 블록이 만든 saved registers 상태가 아래 블록의 입력으로 사용되는 경계다.

530if (is_from_user(cpsr)) {

is_from_user(cpsr)를 검사해 진행 여부를 가른다. 거짓 경로와 참 경로 중 어느 쪽이 'FREE, ACTIVE, SUSPENDED 상태 변경은 lock과 interrupt 규칙 아래에서 이뤄지고 한 stack/context는 동시에 한 execution에만 속해야 한다' 조건을 보존하는지 다음 return 또는 goto까지 따라간다.

531thread_user_save_vfp();

thread_user_save_vfp(인자 없음)를 호출한다. 반환값을 직접 사용하지 않으므로 이 함수가 실패를 내부 처리하는지 확인해야 한다. pointer 인자는 thread_ctx / per-CPU core_local의 소유권을 넘기는지 호출 동안만 빌리는지 구분하고, 호출 뒤 공개되는 상태를 saved registers 항목과 대조한다.

532tee_ta_update_session_utime_suspend();

tee_ta_update_session_utime_suspend(인자 없음)를 호출한다. 반환값을 직접 사용하지 않으므로 이 함수가 실패를 내부 처리하는지 확인해야 한다. pointer 인자는 thread_ctx / per-CPU core_local의 소유권을 넘기는지 호출 동안만 빌리는지 구분하고, 호출 뒤 공개되는 상태를 saved registers 항목과 대조한다.

533tee_ta_gprof_sample_pc(pc);

tee_ta_gprof_sample_pc(pc)를 호출한다. 반환값을 직접 사용하지 않으므로 이 함수가 실패를 내부 처리하는지 확인해야 한다. pointer 인자는 thread_ctx / per-CPU core_local의 소유권을 넘기는지 호출 동안만 빌리는지 구분하고, 호출 뒤 공개되는 상태를 saved registers 항목과 대조한다.

534}

현재 block, initializer 또는 호출의 경계를 닫는다. 이 지점까지 획득한 resource가 성공 경로와 실패 경로에서 대칭인지 점검한다.

535thread_lazy_restore_ns_vfp();

thread_lazy_restore_ns_vfp(인자 없음)를 호출한다. 반환값을 직접 사용하지 않으므로 이 함수가 실패를 내부 처리하는지 확인해야 한다. pointer 인자는 thread_ctx / per-CPU core_local의 소유권을 넘기는지 호출 동안만 빌리는지 구분하고, 호출 뒤 공개되는 상태를 saved registers 항목과 대조한다.

536(빈 줄)

thread_lazy_restore_ns_vfp();까지의 동작과 thread_lock_global();에서 시작하는 동작을 나누는 빈 줄이다. 앞 블록이 만든 saved registers 상태가 아래 블록의 입력으로 사용되는 경계다.

537thread_lock_global();

thread_lock_global(인자 없음)를 호출한다. 반환값을 직접 사용하지 않으므로 이 함수가 실패를 내부 처리하는지 확인해야 한다. pointer 인자는 thread_ctx / per-CPU core_local의 소유권을 넘기는지 호출 동안만 빌리는지 구분하고, 호출 뒤 공개되는 상태를 saved registers 항목과 대조한다.

538(빈 줄)

thread_lock_global();까지의 동작과 assert(threads[ct].state == THREAD_STATE_ACTIVE);에서 시작하는 동작을 나누는 빈 줄이다. 앞 블록이 만든 saved registers 상태가 아래 블록의 입력으로 사용되는 경계다.

539assert(threads[ct].state == THREAD_STATE_ACTIVE);

assert(threads[ct].state에 = THREAD_STATE_ACTIVE)를 = 연산으로 반영해 thread_ctx / per-CPU core_local와 연결된 field를 갱신한다. 이후 suspend/resume/free 단계가 이 값을 처음 소비하는 지점을 찾는다. 실패 경로가 이 field를 이전 값으로 되돌리거나 객체 전체를 폐기하는지도 확인한다.

540threads[ct].flags |= flags;

threads[ct].flags에 flags를 |= 연산으로 반영해 thread_ctx / per-CPU core_local와 연결된 field를 갱신한다. 이후 suspend/resume/free 단계가 이 값을 처음 소비하는 지점을 찾는다. 실패 경로가 이 field를 이전 값으로 되돌리거나 객체 전체를 폐기하는지도 확인한다.

541threads[ct].regs.cpsr = cpsr;

threads[ct].regs.cpsr에 cpsr를 = 연산으로 반영해 thread_ctx / per-CPU core_local와 연결된 field를 갱신한다. 이후 suspend/resume/free 단계가 이 값을 처음 소비하는 지점을 찾는다. 실패 경로가 이 field를 이전 값으로 되돌리거나 객체 전체를 폐기하는지도 확인한다.

542threads[ct].regs.pc = pc;

threads[ct].regs.pc에 pc를 = 연산으로 반영해 thread_ctx / per-CPU core_local와 연결된 field를 갱신한다. 이후 suspend/resume/free 단계가 이 값을 처음 소비하는 지점을 찾는다. 실패 경로가 이 field를 이전 값으로 되돌리거나 객체 전체를 폐기하는지도 확인한다.

543threads[ct].state = THREAD_STATE_SUSPENDED;

threads[ct].state에 THREAD_STATE_SUSPENDED를 = 연산으로 반영해 thread_ctx / per-CPU core_local와 연결된 field를 갱신한다. 이후 suspend/resume/free 단계가 이 값을 처음 소비하는 지점을 찾는다. 실패 경로가 이 field를 이전 값으로 되돌리거나 객체 전체를 폐기하는지도 확인한다.

544(빈 줄)

threads[ct].state = THREAD_STATE_SUSPENDED;까지의 동작과 threads[ct].have_user_map = core_mmu_user_mapping_is_active();에서 시작하는 동작을 나누는 빈 줄이다. 앞 블록이 만든 saved registers 상태가 아래 블록의 입력으로 사용되는 경계다.

545threads[ct].have_user_map = core_mmu_user_mapping_is_active();

threads[ct].have_user_map에 core_mmu_user_mapping_is_active()를 = 연산으로 반영해 thread_ctx / per-CPU core_local와 연결된 field를 갱신한다. 바로 다음 if (threads[ct].have_user_map) {가 이 값을 다시 읽으므로 그 전까지 완성된 값이어야 한다. 실패 경로가 이 field를 이전 값으로 되돌리거나 객체 전체를 폐기하는지도 확인한다.

546if (threads[ct].have_user_map) {

threads[ct].have_user_map를 검사해 진행 여부를 가른다. 거짓 경로와 참 경로 중 어느 쪽이 'FREE, ACTIVE, SUSPENDED 상태 변경은 lock과 interrupt 규칙 아래에서 이뤄지고 한 stack/context는 동시에 한 execution에만 속해야 한다' 조건을 보존하는지 다음 return 또는 goto까지 따라간다.

547if (threads[ct].flags & THREAD_FLAGS_EXIT_ON_FOREIGN_INTR)

threads[ct].flags & THREAD_FLAGS_EXIT_ON_FOREIGN_INTR를 검사해 진행 여부를 가른다. 거짓 경로와 참 경로 중 어느 쪽이 'FREE, ACTIVE, SUSPENDED 상태 변경은 lock과 interrupt 규칙 아래에서 이뤄지고 한 stack/context는 동시에 한 execution에만 속해야 한다' 조건을 보존하는지 다음 return 또는 goto까지 따라간다.

548tee_ta_ftrace_update_times_suspend();

tee_ta_ftrace_update_times_suspend(인자 없음)를 호출한다. 반환값을 직접 사용하지 않으므로 이 함수가 실패를 내부 처리하는지 확인해야 한다. pointer 인자는 thread_ctx / per-CPU core_local의 소유권을 넘기는지 호출 동안만 빌리는지 구분하고, 호출 뒤 공개되는 상태를 saved registers 항목과 대조한다.

549core_mmu_get_user_map(&threads[ct].user_map);

core_mmu_get_user_map(&threads[ct].user_map)를 호출한다. 반환값을 직접 사용하지 않으므로 이 함수가 실패를 내부 처리하는지 확인해야 한다. pointer 인자는 thread_ctx / per-CPU core_local의 소유권을 넘기는지 호출 동안만 빌리는지 구분하고, 호출 뒤 공개되는 상태를 saved registers 항목과 대조한다.

550core_mmu_set_user_map(NULL);

core_mmu_set_user_map(NULL)를 호출한다. 반환값을 직접 사용하지 않으므로 이 함수가 실패를 내부 처리하는지 확인해야 한다. pointer 인자는 thread_ctx / per-CPU core_local의 소유권을 넘기는지 호출 동안만 빌리는지 구분하고, 호출 뒤 공개되는 상태를 saved registers 항목과 대조한다.

551}

현재 block, initializer 또는 호출의 경계를 닫는다. 이 지점까지 획득한 resource가 성공 경로와 실패 경로에서 대칭인지 점검한다.

552(빈 줄)

}까지의 동작과 if (IS_ENABLED(CFG_SECURE_PARTITION)) {에서 시작하는 동작을 나누는 빈 줄이다. 앞 블록이 만든 saved registers 상태가 아래 블록의 입력으로 사용되는 경계다.

553if (IS_ENABLED(CFG_SECURE_PARTITION)) {

IS_ENABLED(CFG_SECURE_PARTITION)를 검사해 진행 여부를 가른다. 거짓 경로와 참 경로 중 어느 쪽이 'FREE, ACTIVE, SUSPENDED 상태 변경은 lock과 interrupt 규칙 아래에서 이뤄지고 한 stack/context는 동시에 한 execution에만 속해야 한다' 조건을 보존하는지 다음 return 또는 goto까지 따라간다.

554struct ts_session *ts_sess =

struct ts_session *ts_sess =를 선언한다. 함수 안 선언이면 현재 stack frame, file scope와 static이면 image의 data/BSS에 놓인다. 이 값이 thread_ctx / per-CPU core_local를 직접 소유하는지 pointer만 빌리는지, secure interrupt and SMC execution context를 벗어난 뒤에도 참조되는지 다음 대입과 callback 등록까지 따라간다.

555TAILQ_FIRST(&threads[ct].tsd.sess_stack);

TAILQ_FIRST(&threads[ct].tsd.sess_stack)를 호출한다. 반환값을 직접 사용하지 않으므로 이 함수가 실패를 내부 처리하는지 확인해야 한다. pointer 인자는 thread_ctx / per-CPU core_local의 소유권을 넘기는지 호출 동안만 빌리는지 구분하고, 호출 뒤 공개되는 상태를 saved registers 항목과 대조한다.

556(빈 줄)

TAILQ_FIRST(&threads[ct].tsd.sess_stack);까지의 동작과 spmc_sp_set_to_preempted(ts_sess);에서 시작하는 동작을 나누는 빈 줄이다. 앞 블록이 만든 saved registers 상태가 아래 블록의 입력으로 사용되는 경계다.

557spmc_sp_set_to_preempted(ts_sess);

spmc_sp_set_to_preempted(ts_sess)를 호출한다. 반환값을 직접 사용하지 않으므로 이 함수가 실패를 내부 처리하는지 확인해야 한다. pointer 인자는 thread_ctx / per-CPU core_local의 소유권을 넘기는지 호출 동안만 빌리는지 구분하고, 호출 뒤 공개되는 상태를 saved registers 항목과 대조한다.

558}

현재 block, initializer 또는 호출의 경계를 닫는다. 이 지점까지 획득한 resource가 성공 경로와 실패 경로에서 대칭인지 점검한다.

559(빈 줄)

}까지의 동작과 l->curr_thread = THREAD_ID_INVALID;에서 시작하는 동작을 나누는 빈 줄이다. 앞 블록이 만든 saved registers 상태가 아래 블록의 입력으로 사용되는 경계다.

560l->curr_thread = THREAD_ID_INVALID;

l->curr_thread에 THREAD_ID_INVALID를 = 연산으로 반영해 thread_ctx / per-CPU core_local와 연결된 field를 갱신한다. 이후 suspend/resume/free 단계가 이 값을 처음 소비하는 지점을 찾는다. 실패 경로가 이 field를 이전 값으로 되돌리거나 객체 전체를 폐기하는지도 확인한다.

561(빈 줄)

l->curr_thread = THREAD_ID_INVALID;까지의 동작과 if (IS_ENABLED(CFG_NS_VIRTUALIZATION))에서 시작하는 동작을 나누는 빈 줄이다. 앞 블록이 만든 saved registers 상태가 아래 블록의 입력으로 사용되는 경계다.

562if (IS_ENABLED(CFG_NS_VIRTUALIZATION))

IS_ENABLED(CFG_NS_VIRTUALIZATION)를 검사해 진행 여부를 가른다. 거짓 경로와 참 경로 중 어느 쪽이 'FREE, ACTIVE, SUSPENDED 상태 변경은 lock과 interrupt 규칙 아래에서 이뤄지고 한 stack/context는 동시에 한 execution에만 속해야 한다' 조건을 보존하는지 다음 return 또는 goto까지 따라간다.

563virt_unset_guest();

virt_unset_guest(인자 없음)를 호출한다. 반환값을 직접 사용하지 않으므로 이 함수가 실패를 내부 처리하는지 확인해야 한다. pointer 인자는 thread_ctx / per-CPU core_local의 소유권을 넘기는지 호출 동안만 빌리는지 구분하고, 호출 뒤 공개되는 상태를 saved registers 항목과 대조한다.

564(빈 줄)

virt_unset_guest();까지의 동작과 thread_unlock_global();에서 시작하는 동작을 나누는 빈 줄이다. 앞 블록이 만든 saved registers 상태가 아래 블록의 입력으로 사용되는 경계다.

565thread_unlock_global();

thread_unlock_global(인자 없음)를 호출한다. 반환값을 직접 사용하지 않으므로 이 함수가 실패를 내부 처리하는지 확인해야 한다. pointer 인자는 thread_ctx / per-CPU core_local의 소유권을 넘기는지 호출 동안만 빌리는지 구분하고, 호출 뒤 공개되는 상태를 saved registers 항목과 대조한다.

566(빈 줄)

thread_unlock_global();까지의 동작과 return ct;에서 시작하는 동작을 나누는 빈 줄이다. 앞 블록이 만든 saved registers 상태가 아래 블록의 입력으로 사용되는 경계다.

567return ct;

ct를 호출자에게 반환한다. caller가 이 값을 검사한 뒤 부분 초기화된 thread_ctx / per-CPU core_local를 정리하거나 다음 단계로 진행하는지 확인한다.

568}

현재 block, initializer 또는 호출의 경계를 닫는다. 이 지점까지 획득한 resource가 성공 경로와 실패 경로에서 대칭인지 점검한다.

569(빈 줄)

}까지의 동작과 static void __maybe_unused에서 시작하는 동작을 나누는 빈 줄이다. 앞 블록이 만든 saved registers 상태가 아래 블록의 입력으로 사용되는 경계다.

570static void __maybe_unused

원본 570번 줄의 static void __maybe_unused는 앞의 이전 block 경계 결과를 받아 다음 set_core_local_kcode_offset(struct thread_core_local *cls, long offset)로 넘기는 중간 연산이다. 이 줄이 바꾸는 register·field·list link를 찾고, 변경 뒤에도 'FREE, ACTIVE, SUSPENDED 상태 변경은 lock과 interrupt 규칙 아래에서 이뤄지고 한 stack/context는 동시에 한 execution에만 속해야 한다' 조건이 유지되는지 확인한다.

571set_core_local_kcode_offset(struct thread_core_local *cls, long offset)

set_core_local_kcode_offset(struct thread_core_local *cls, long offset)를 호출한다. 반환값을 직접 사용하지 않으므로 이 함수가 실패를 내부 처리하는지 확인해야 한다. pointer 인자는 thread_ctx / per-CPU core_local의 소유권을 넘기는지 호출 동안만 빌리는지 구분하고, 호출 뒤 공개되는 상태를 saved registers 항목과 대조한다.

572{

573size_t n = 0;

size_t n = 0를 선언한다. 함수 안 선언이면 현재 stack frame, file scope와 static이면 image의 data/BSS에 놓인다. 이 값이 thread_ctx / per-CPU core_local를 직접 소유하는지 pointer만 빌리는지, secure interrupt and SMC execution context를 벗어난 뒤에도 참조되는지 다음 대입과 callback 등록까지 따라간다.

574(빈 줄)

size_t n = 0;까지의 동작과 for (n = 0; n < CFG_TEE_CORE_NB_CORE; n++)에서 시작하는 동작을 나누는 빈 줄이다. 앞 블록이 만든 saved registers 상태가 아래 블록의 입력으로 사용되는 경계다.

575for (n = 0; n < CFG_TEE_CORE_NB_CORE; n++)

'for (n = 0; n < CFG_TEE_CORE_NB_CORE; n++)'가 목록이나 후보를 순회한다. 반복 중 thread_ctx / per-CPU core_local를 제거·추가하는 호출이 있는지와 loop 종료 뒤 iterator가 유효한지 확인한다.

576cls[n].kcode_offset = offset;

cls[n].kcode_offset에 offset를 = 연산으로 반영해 thread_ctx / per-CPU core_local와 연결된 field를 갱신한다. 주소·크기 값이면 단위와 정렬, 덧셈 overflow를 함께 검산한다. 이후 suspend/resume/free 단계가 이 값을 처음 소비하는 지점을 찾는다. 실패 경로가 이 field를 이전 값으로 되돌리거나 객체 전체를 폐기하는지도 확인한다.

577}

현재 block, initializer 또는 호출의 경계를 닫는다. 이 지점까지 획득한 resource가 성공 경로와 실패 경로에서 대칭인지 점검한다.

578(빈 줄)

}까지의 동작과 static void init_user_kcode(void)에서 시작하는 동작을 나누는 빈 줄이다. 앞 블록이 만든 saved registers 상태가 아래 블록의 입력으로 사용되는 경계다.

579static void init_user_kcode(void)

init_user_kcode 함수 정의가 시작된다. 입력은 void이며, secure interrupt and SMC execution context에서 호출된다는 전제로 반환 전까지의 상태 변화를 읽는다.

580{

581#ifdef CFG_CORE_UNMAP_CORE_AT_EL0

582vaddr_t v = (vaddr_t)thread_excp_vect;

vaddr_t v에 (vaddr_t)thread_excp_vect를 = 연산으로 반영해 현재 scope의 계산 결과를 저장한다. 주소·크기 값이면 단위와 정렬, 덧셈 overflow를 함께 검산한다. 바로 다음 vaddr_t ve = (vaddr_t)thread_excp_vect_end;가 이 값을 다시 읽으므로 그 전까지 완성된 값이어야 한다. 실패 경로가 이 field를 이전 값으로 되돌리거나 객체 전체를 폐기하는지도 확인한다.

583vaddr_t ve = (vaddr_t)thread_excp_vect_end;

vaddr_t ve에 (vaddr_t)thread_excp_vect_end를 = 연산으로 반영해 현재 scope의 계산 결과를 저장한다. 주소·크기 값이면 단위와 정렬, 덧셈 overflow를 함께 검산한다. 이후 suspend/resume/free 단계가 이 값을 처음 소비하는 지점을 찾는다. 실패 경로가 이 field를 이전 값으로 되돌리거나 객체 전체를 폐기하는지도 확인한다.

584(빈 줄)

vaddr_t ve = (vaddr_t)thread_excp_vect_end;까지의 동작과 thread_user_kcode_va = ROUNDDOWN(v, CORE_MMU_USER_CODE_SIZE);에서 시작하는 동작을 나누는 빈 줄이다. 앞 블록이 만든 saved registers 상태가 아래 블록의 입력으로 사용되는 경계다.

585thread_user_kcode_va = ROUNDDOWN(v, CORE_MMU_USER_CODE_SIZE);

thread_user_kcode_va에 ROUNDDOWN(v, CORE_MMU_USER_CODE_SIZE)를 = 연산으로 반영해 현재 scope의 계산 결과를 저장한다. 이후 suspend/resume/free 단계가 이 값을 처음 소비하는 지점을 찾는다. 실패 경로가 이 field를 이전 값으로 되돌리거나 객체 전체를 폐기하는지도 확인한다.

586ve = ROUNDUP(ve, CORE_MMU_USER_CODE_SIZE);

587thread_user_kcode_size = ve - thread_user_kcode_va;

thread_user_kcode_size에 ve - thread_user_kcode_va를 = 연산으로 반영해 현재 scope의 계산 결과를 저장한다. 주소·크기 값이면 단위와 정렬, 덧셈 overflow를 함께 검산한다. 이후 suspend/resume/free 단계가 이 값을 처음 소비하는 지점을 찾는다. 실패 경로가 이 field를 이전 값으로 되돌리거나 객체 전체를 폐기하는지도 확인한다.

588(빈 줄)

589core_mmu_get_user_va_range(&v, NULL);

590thread_user_kcode_offset = thread_user_kcode_va - v;

591(빈 줄)

592set_core_local_kcode_offset(thread_core_local,

593thread_user_kcode_offset);

594#if defined(CFG_CORE_WORKAROUND_SPECTRE_BP_SEC) && defined(ARM64)

595set_core_local_kcode_offset((void *)thread_user_kdata_page,

596thread_user_kcode_offset);

597/*

원본 주석이 'block boundary'라고 기록한 줄이다. 바로 아래 구현이 이 전제와 같은 순서·단위를 사용하는지 대조한다.

598* When transitioning to EL0 subtract SP with this much to point to

599* this special kdata page instead. SP is restored by add this much

600* while transitioning back to EL1.

원본 주석이 'while transitioning back to EL1.'라고 기록한 줄이다. 바로 아래 구현이 이 전제와 같은 순서·단위를 사용하는지 대조한다.

601*/

원본 주석이 'block boundary'라고 기록한 줄이다. 바로 아래 구현이 이 전제와 같은 순서·단위를 사용하는지 대조한다.

602v += thread_user_kcode_size;

v에 thread_user_kcode_size를 += 연산으로 반영해 현재 scope의 계산 결과를 저장한다. 이후 suspend/resume/free 단계가 이 값을 처음 소비하는 지점을 찾는다. 실패 경로가 이 field를 이전 값으로 되돌리거나 객체 전체를 폐기하는지도 확인한다.

DETAILS

내부 동작을 더 깊게 읽기

진입 조건을 먼저 고정한다

primary init에서 들어온 실행은 secure interrupt and SMC execution context에 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.

Linux task와 OP-TEE thread는 일대일이 아니다. secure thread가 RPC 중 suspend될 때 register, session, user mapping과 stack owner가 어떻게 유지되는지 본다.

중심 객체의 생성과 공개를 나눈다

이 글의 중심 객체는 thread_ctx / per-CPU core_local다. 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 코드의 오류는 논리보다 주소 계산에서 먼저 드러나는 경우가 많다. source range, destination range, header가 말하는 payload size, block 또는 page 단위를 표로 적고 각 구간의 끝 주소를 직접 계산한다. 끝 주소는 start + size - 1인지 exclusive end인지 API 계약을 확인한다.

FREE, ACTIVE, SUSPENDED 상태 변경은 lock과 interrupt 규칙 아래에서 이뤄지고 한 stack/context는 동시에 한 execution에만 속해야 한다.

성공 flag와 실제 완료 시점을 맞춘다

thread array/stacks → SMC arrival → allocate thread 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, interrupt handler, USB completion 또는 shell command가 상태를 관찰할 수 있다면 memory ordering과 lock 범위도 함께 읽는다.

마지막 handoff의 계약을 적는다

정상 경로는 suspend/resume/free에서 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.

반환하는 경로라면 caller가 오류와 부분 성공을 구분하고 다음 후보 또는 복구 경로를 선택하는지 확인한다.

IMPLEMENTATION NOTES

구현을 읽을 때 놓치기 쉬운 부분

primary init에서 suspend/resume/free까지 제어권이 이동하는 조건

thread_init_primary가 per-CPU temporary stack, thread stack과 context를 만들고 SMC 요청에 빈 thread를 할당하는 구조를 읽습니다. 이 경로는 함수 호출 목록만 외워서는 연결되지 않는다. primary init → thread array/stacks → SMC arrival → allocate thread → suspend/resume/free 순서에서 각 단계가 읽는 입력, 새로 확정하는 상태, 다음 단계에 넘기는 값을 구분해야 한다. 특히 secure interrupt and SMC execution context에서는 이전 단계가 남긴 register와 memory attribute가 C 코드의 전제 조건이 된다.

Linux task와 OP-TEE thread는 일대일이 아니다. secure thread가 RPC 중 suspend될 때 register, session, user mapping과 stack owner가 어떻게 유지되는지 본다. 따라서 첫 지점에서 thread_ctx / per-CPU core_local의 주소와 owner를 기록하고, 마지막 지점에서 같은 값이 그대로 유지되는지 아니면 새 객체로 교체되는지를 확인한다. 중간 함수가 성공을 반환해도 FREE, ACTIVE, SUSPENDED 상태 변경은 lock과 interrupt 규칙 아래에서 이뤄지고 한 stack/context는 동시에 한 execution에만 속해야 한다.

thread_ctx와 saved registers의 생성 시점과 수명

이 글에서 함께 나타나는 객체는 thread_ctx, thread_core_local, kernel stack, saved registers이다. 이름이 비슷해도 저장 위치와 수명은 다르다. build-time descriptor인지, boot 단계의 임시 객체인지, world switch 뒤에도 남는 runtime 객체인지 나눠야 pointer를 따라가다 다른 단계의 구조체를 같은 것으로 오해하지 않는다.

thread_ctx / per-CPU core_local을 기준으로 allocation 또는 정적 배치 위치, list/table에 공개되는 시점, 참조가 끊기는 시점을 적는다. 그 다음 source와 destination 범위, per-CPU 여부, secure/non-secure 접근 권한을 map과 runtime log로 대조한다. 이 절차를 거치면 단순한 호출 순서가 아니라 실제 소유권 이동이 보인다.

성공 로그만으로 놓치기 쉬운 실패 경계

대표적인 실패 조건은 thread 고갈: SMC ETHREAD_LIMIT; suspend token 혼동: 다른 request resume; stack overflow: secure context 손상이다. 이 문제들은 대개 fault가 발생한 함수보다 앞에서 만들어진 잘못된 주소, size, security state 또는 refcount 때문에 생긴다. 마지막 출력만 보지 말고 각 경계 직전의 상태를 한 줄씩 남겨 최초 불일치 지점을 찾는다.

재현에는 동시 SMC를 thread 수 이상 발생; RPC suspend 전후 thread id와 stack 기록; stack canary와 max usage 측정를 사용한다. 정상 경로와 실패 경로에서 같은 필드를 같은 위치에 출력하고, 실패가 검증 단계에서 차단되는지 아니면 다음 context까지 전파되는지 비교한다. firmware와 secure world에서는 실패 뒤의 cleanup 또는 reset 경로도 정상 경로만큼 중요하다.

DEEP ANALYSIS

레지스터에서 오류 판정까지 상세 분석

OP-TEE thread는 Linux task와 1:1로 고정 대응하지 않는다. standard SMC가 들어올 때 FREE thread를 할당해 secure stack과 register frame을 사용하고, REE RPC가 필요하면 동일 thread를 SUSPENDED로 두었다가 Normal World가 resume token을 들고 돌아올 때 다시 ACTIVE로 전환한다.

thread_ctx, per-CPU thread_core_local, kernel/user stack, session state의 수명을 분리해야 한다. ACTIVE thread는 한 CPU에서 실행하지만 suspend된 thread는 CPU를 점유하지 않으며, resume 시 원래 register·session·user mapping을 되찾아야 한다.

그림 5. 이 경로를 통과하는 다섯 개의 진입 계약

01SMC a0-a7

new call 또는 RETURN_FROM_RPC 형식이 정확해야 한다.

02core_local current_thread

ACTIVE thread ID 또는 invalid 값을 lock/interrupt 규칙에 맞게 유지한다.

03thread state

FREE→ACTIVE→SUSPENDED/ FREE 전이만 허용한다.

04thread stack

guard/canary와 정렬을 만족하고 다른 thread와 겹치지 않는다.

05resume token

thread ID와 integrity/context 정보를 올바르게 되돌려야 한다.

각 계약은 앞 단계가 생산하고 현재 단계가 검증한 뒤 다음 소비자에게 넘기는 상태다. 한 항목이라도 확인되지 않으면 뒤 단계의 fault를 그 지점의 문제로 단정하지 않는다.

진입 레지스터와 메모리 계약

함수 첫 줄에 도달했을 때 이미 참이라고 가정하는 값과, 그 값이 틀렸을 때 영향을 받는 범위를 함께 적었다.

#	입력 상태	생산자	정상 조건	확인 이유
01	`SMC a0-a7`	secure monitor entry	new call 또는 RETURN_FROM_RPC 형식이 정확해야 한다.	새 thread allocate와 suspended thread resume를 구분한다.
02	`core_local current_thread`	per-CPU state	ACTIVE thread ID 또는 invalid 값을 lock/interrupt 규칙에 맞게 유지한다.	현재 stack/register owner를 찾는다.
03	`thread state`	thread array	FREE→ACTIVE→SUSPENDED/ FREE 전이만 허용한다.	중복 실행과 잘못된 resume를 막는다.
04	`thread stack`	static/pool allocation	guard/canary와 정렬을 만족하고 다른 thread와 겹치지 않는다.	secure call chain과 exception frame을 저장한다.
05	`resume token`	RPC suspend path	thread ID와 integrity/context 정보를 올바르게 되돌려야 한다.	SUSPENDED thread를 선택하는 untrusted input 경계다.

핵심 구조체 필드의 생산자, 소비자와 수명

구조체 이름만 나열하지 않고 어떤 코드가 값을 쓰고, 어느 코드가 처음 읽으며, 언제까지 주소와 내용이 유지되어야 하는지 구분했다.

#	객체 또는 필드	생산자	소비자	수명과 불변 조건
01	`thread_ctx.state`	thread allocator/suspend/free	SMC entry/resume	global thread lock 아래 갱신되는 state machine이다.
02	`thread_ctx.regs`	init_regs/exception assembly	thread run/resume	SMC argument와 non-secure return context를 보존한다.
03	`thread_ctx stack fields`	thread_init_*	assembly stack switch	thread가 FREE여도 정적 stack은 유지될 수 있으며 사용 중 owner는 하나다.
04	`thread_core_local`	primary/secondary init	interrupt/thread API	CPU별 current thread, flags, abort/tmp stack을 runtime 내내 유지한다.
05	`session/user mapping state`	entry/TA manager	thread suspend/resume	RPC 동안 thread_ctx에 연결되어 다른 request가 해제하면 안 된다.
06	`RPC arg/mobj refs`	RPC allocation	resume cleanup	SUSPENDED 동안 NS와 공유되므로 ref와 validation 상태를 보존한다.

함수 내부 실행 순서

소스의 큰 분기와 side effect를 실행 순서대로 다시 펼쳤다. breakpoint는 이 목록의 경계에 두고, 다음 번호로 넘어갈 때 새로 유효해진 객체를 기록한다.

01
primary init이 CFG_NUM_THREADS만큼 thread_ctx와 stack/canary, FREE state를 준비한다.
02
SMC entry가 new call인지 RETURN_FROM_RPC인지 function ID로 구분한다.
03
new call이면 global thread state를 보호한 뒤 FREE slot을 찾아 ACTIVE로 원자적으로 바꾼다.
04
a0-a7과 return context를 thread_ctx.regs에 넣고 current core의 current_thread를 설정한다.
05
assembly가 secure thread stack으로 전환해 standard entry와 TA/session 코드를 실행한다.
06
REE 작업이 필요하면 RPC message와 resume token을 만든 뒤 state를 SUSPENDED로 바꾸고 CPU를 반환한다.
07
Normal World가 RETURN_FROM_RPC로 들어오면 token과 thread ID, state를 검증해 ACTIVE로 복구한다.
08
saved register, session, mapping과 RPC result를 복원해 중단된 secure 함수 다음 지점에서 실행한다.
09
최종 return에서는 ref와 user mapping을 정리하고 thread를 FREE로 바꾼 뒤 current_thread를 invalid로 만든다.

빌드 설정이 바꾸는 실제 코드 경로

동일한 함수 이름이라도 아래 설정에 따라 포함되는 source, 구조체 크기, 인자 의미와 failure path가 달라진다.

#	설정	바뀌는 동작	확인 방법
01	`CFG_NUM_THREADS`	동시 standard call과 suspend 가능한 request 수를 결정한다.	peak RPC/SMC 부하와 OUT_OF_THREADS 횟수를 측정한다.
02	`CFG_CORE_THREAD_SHIFT`	thread stack 크기를 바꾼다.	최대 stack usage와 canary margin을 확인한다.
03	`CFG_NS_VIRTUALIZATION`	guest ID와 thread/message ownership 검사가 추가된다.	a7 client ID와 guest context 분리를 확인한다.
04	`CFG_WITH_STACK_CANARIES`	stack overflow 탐지 값을 init/check한다.	panic 시 어느 thread stack canary가 깨졌는지 기록한다.

증상에서 최초 불일치 지점까지 추적하기

마지막 panic 메시지가 아니라 어디에서 멈추고 무엇을 읽어 어떤 결론을 내릴지 정리했다. 정상값과 실패값은 같은 build와 같은 위치에서 비교한다.

#	관찰 증상	중단 위치	기록할 값	판정
01	간헐적 OUT_OF_THREADS	`thread allocation loop`	각 state, suspend reason, timestamp	실제 동시 부하와 RPC resume 누락을 구분한다.
02	RPC 후 다른 request로 복귀	`thread_resume_from_rpc`	token, thread ID, saved a0-a7	untrusted token validation 또는 ID reuse 문제를 찾는다.
03	secondary CPU에서 stack corruption	`stack switch와 core_local`	CPU index, current_thread, SP range	per-CPU current_thread와 thread stack owner 혼선을 확인한다.
04	TA 종료 뒤 thread가 ACTIVE 고착	`standard call cleanup`	session refs, user mapping, state transition	오류 unwind에서 FREE 전환이 빠졌는지 판정한다.

OBJECT LIFETIME

객체와 수명

대상	만들어지는 시점	유효 범위	확인할 조건
`thread_ctx / per-CPU core_local`	thread array/stacks	suspend/resume/free 또는 오류 정리 완료까지	FREE, ACTIVE, SUSPENDED 상태 변경은 lock과 interrupt 규칙 아래에서 이뤄지고 한 stack/context는 동시에 한 execution에만 속해야 한다.
입력 buffer / metadata	primary init	parse와 검증이 끝날 때까지	길이, 정렬, 소유권, 변조 가능성
등록된 list / descriptor	SMC arrival	subsystem 종료 또는 image handoff까지	이중 등록, dangling pointer, 오류 unwind
hardware 또는 persistent state	실제 write/probe가 완료된 뒤	reset 또는 명시적 해제·갱신까지	flush, timeout, 전원 차단, rollback
`최종 부트로더 이미지`	link/image 생성 시점	다음 stage가 새 image로 교체할 때까지	load address, entry, section과 header 일치

FAILURE PATH

실패 지점과 증상

#	조건	관찰되는 증상	먼저 볼 단계
01	thread 고갈	SMC ETHREAD_LIMIT	thread array/stacks
02	suspend token 혼동	다른 request resume	SMC arrival
03	stack overflow	secure context 손상	allocate thread

로그가 끊긴 마지막 함수만 고치지 않는다. 그 함수가 받은 주소, size, flag가 만들어진 앞 단계까지 올라가고, 오류 뒤 등록 객체와 hardware 상태가 남았는지도 확인한다.

EVIDENCE

소스 밖에서 확인할 증거

소스 해석은 실제 빌드 산출물과 target 로그로 닫아야 한다. 아래 명령의 보드 이름과 toolchain prefix는 사용 중인 빌드 환경에 맞게 바꾼다.

#	목적	명령 또는 계측	판정 기준
01	빌드 산출물	`make PLATFORM=<platform> CFG_TEE_CORE_LOG_LEVEL=4`	tee.elf, tee.bin과 pageable/pager 구성이 같은 설정에서 생성됐는지 확인한다.
02	ELF 배치	`${CROSS_COMPILE64}readelf -W -lS out/arm/core/tee.elf`	secure RAM 안에서 text, data, pager, pageable 구간이 어떤 주소와 권한으로 배치되는지 확인한다.
03	심볼과 주소	`${CROSS_COMPILE64}nm -n out/arm/core/tee.elf \| grep 'void thread_init_primary'`	entry, thread, TA manager 함수의 링크 주소를 원본 설명과 연결한다.
04	명령과 예외 경로	`${CROSS_COMPILE64}objdump -drS out/arm/core/tee.elf`	SMC entry, world switch, abort 복귀가 실제 register save/restore와 어떻게 이어지는지 대조한다.
05	Normal world 왕복	`xtest; dmesg \| grep -i optee`	secure console과 Linux OP-TEE driver 로그를 함께 보고 SMC, RPC, shared memory 왕복의 양쪽 증거를 맞춘다.

LAB

직접 확인할 실험

01
동시 SMC를 thread 수 이상 발생
thread array/stacks 진입 전후에 thread_ctx의 주소·크기·반환값과 timestamp를 함께 남긴다. 결과는 정상 부팅 여부로 끝내지 말고 FREE, ACTIVE, SUSPENDED 상태 변경은 lock과 interrupt 규칙 아래에서 이뤄지고 한 stack/context는 동시에 한 execution에만 속해야 한다. 조건이 처음 깨지는 줄을 기록한다.
02
RPC suspend 전후 thread id와 stack 기록
SMC arrival 진입 전후에 thread_core_local의 주소·크기·반환값과 timestamp를 함께 남긴다. 결과는 정상 부팅 여부로 끝내지 말고 FREE, ACTIVE, SUSPENDED 상태 변경은 lock과 interrupt 규칙 아래에서 이뤄지고 한 stack/context는 동시에 한 execution에만 속해야 한다. 조건이 처음 깨지는 줄을 기록한다.
03
stack canary와 max usage 측정
allocate thread 진입 전후에 kernel stack의 주소·크기·반환값과 timestamp를 함께 남긴다. 결과는 정상 부팅 여부로 끝내지 말고 FREE, ACTIVE, SUSPENDED 상태 변경은 lock과 interrupt 규칙 아래에서 이뤄지고 한 stack/context는 동시에 한 execution에만 속해야 한다. 조건이 처음 깨지는 줄을 기록한다.

PRIMARY REFERENCES

원문과 다음 글

core/arch/arm/kernel/thread.c4.10.0 원본 파일 OP-TEE OS source tree기준 commit 753afbbee168