U-Boot · source analysis

Driver Model root와 uclass

driver model의 root device와 uclass 목록이 만들어지고 FDT scan의 부모가 되는 과정을 읽습니다.

표의 버전은 소스 분석 기준이며 최신 보안 버전 권고가 아닙니다. TF-A LTS 2.14.3 이후에는 보안 수정이 있습니다. 제품 적용 시 공식 변경 기록과 사용 플랫폼의 errata를 확인하세요.

Series
08 / 22
Baseline
v2026.07
Commit
ece349ade297
Source
drivers/core/root.c:70-158 (발췌 범위)

Driver Model root와 uclass 단계에서 실제로 바뀌는 상태는 무엇인가?

struct udevice와 하드웨어의 동작 시작 시점은 같지 않다. 루트 생성, 드라이버 연결(bind), 초기화(probe)를 구분해 객체가 언제 만들어지고 사용되는지 확인한다.

DM root와 uclass root는 모든 자식 bind보다 먼저 유효해야 하며 중복 초기화 시 기존 트리를 보존해야 한다. 이 문장을 기준으로 코드를 위에서 아래로 읽으면, 함수 이름을 외우는 대신 어느 시점에 어떤 상태를 신뢰할 수 있는지 판단할 수 있다.

객체와 주소가 놓이는 구조

그림 1. Driver Model root와 uclass에서 입력, 내부 상태, 출력의 경계
입력과 전제내부 상태외부로 공개되는 결과
01DM root
02uclass registry
03device tree nodes
04bound devices

gd->dm_root / uclass_root를 중심에 놓고 왼쪽의 입력이 어떤 검사를 거쳐 오른쪽 결과로 공개되는지 표시했다. 실제 디버깅에서는 각 블록의 주소와 크기를 로그에 대입한다.

실행 흐름

그림 2. 정상 경로의 주요 호출과 상태 전달
gd->dm_root
dm_init
root device
uclass list
FDT scan

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.

단계별 입력과 출력

각 단계의 입력과 처리 후 바뀌는 상태를 정리한 표다. 사용 중인 소스 버전에서 다른 필드를 변경한다면 그에 맞춰 표도 수정한다.

#단계진입 시 신뢰할 상태성공 뒤 남아야 할 상태다음 소비자
01gd->dm_root부트 CPU의 동기 실행 문맥DM rootdm_init
02dm_initgd->dm_root 완료 상태uclass registryroot device
03root devicedm_init 완료 상태device tree nodesuclass list
04uclass listroot device 완료 상태bound devicesFDT scan
05FDT scanuclass list 완료 상태bound devices이 단계의 처리 결과를 사용하는 코드

분석 범위의 전제와 비교해, 다음 단계에 잘못된 입력을 넘긴 부분부터 조사한다.

원본 코드

아래 코드는 U-Boot v2026.07의 drivers/core/root.c에서 70-158줄을 그대로 가져온 것이다. 설명을 위해 실제 코드를 가짜 의사 코드로 바꾸지 않았다.

commitece349ade2973e220f524ce59e59711cc919263fanchor · L94int dm_init(bool of_live)
70		/* Allocate the udevice_rt table */
71		each_size = dm_udevice_size();
72		start = ll_entry_start(struct udevice, udevice);
73		end = ll_entry_end(struct udevice, udevice);
74		size = end - start;
75		n_ents = size / each_size;
76		urt = calloc(n_ents, sizeof(struct udevice_rt));
77		if (!urt)
78			return log_msg_ret("urt", -ENOMEM);
79		gd_set_dm_udevice_rt(urt);
80
81		/* Now allocate space for the priv/plat data, and copy it in */
82		size = __priv_data_end - __priv_data_start;
83
84		base = calloc(1, size);
85		if (!base)
86			return log_msg_ret("priv", -ENOMEM);
87		memcpy(base, __priv_data_start, size);
88		gd_set_dm_priv_base(base);
89	}
90
91	return 0;
92}
93
94int dm_init(bool of_live)
95{
96	int ret;
97
98	if (gd->dm_root) {
99		dm_warn("Virtual root driver already exists!\n");
100		return -EINVAL;
101	}
102	if (CONFIG_IS_ENABLED(OF_PLATDATA_INST)) {
103		gd->uclass_root = &uclass_head;
104	} else {
105		gd->uclass_root = &DM_UCLASS_ROOT_S_NON_CONST;
106		INIT_LIST_HEAD(DM_UCLASS_ROOT_NON_CONST);
107	}
108
109	if (CONFIG_IS_ENABLED(OF_PLATDATA_INST)) {
110		ret = dm_setup_inst();
111		if (ret) {
112			log_debug("dm_setup_inst() failed: %d\n", ret);
113			return ret;
114		}
115	} else {
116		ret = device_bind_by_name(NULL, false, &root_info,
117					  &DM_ROOT_NON_CONST);
118		if (ret)
119			return ret;
120		if (CONFIG_IS_ENABLED(OF_CONTROL))
121			dev_set_ofnode(DM_ROOT_NON_CONST, ofnode_root());
122		ret = device_probe(DM_ROOT_NON_CONST);
123		if (ret)
124			return ret;
125	}
126
127	INIT_LIST_HEAD((struct list_head *)&gd->dmtag_list);
128
129	return 0;
130}
131
132int dm_uninit(void)
133{
134	/* Remove non-vital devices first */
135	device_remove(dm_root(), DM_REMOVE_NON_VITAL);
136	device_remove(dm_root(), DM_REMOVE_NORMAL);
137	device_unbind(dm_root());
138	gd->dm_root = NULL;
139
140	return 0;
141}
142
143#if CONFIG_IS_ENABLED(DM_DEVICE_REMOVE)
144int dm_remove_devices_flags(uint flags)
145{
146	device_remove(dm_root(), flags);
147
148	return 0;
149}
150
151void dm_remove_devices_active(void)
152{
153	/* Remove non-vital devices first */
154	device_remove(dm_root(), DM_REMOVE_ACTIVE_ALL | DM_REMOVE_NON_VITAL);
155	device_remove(dm_root(), DM_REMOVE_ACTIVE_ALL);
156}
157#endif
158

발췌 범위와 읽기 기준

원문 70-158줄에는 앞뒤 문맥이 포함됩니다. 기준 구문 int dm_init(bool of_live)은 L94에 있습니다. 발췌 첫 줄을 함수 정의의 시작으로 해석하지 않습니다.

struct udevice와 하드웨어의 동작 시작 시점은 같지 않다. 루트 생성, 드라이버 연결(bind), 초기화(probe)를 구분해 객체가 언제 만들어지고 사용되는지 확인한다.

내부 동작을 더 깊게 읽기

01

진입 조건을 먼저 고정한다

gd->dm_root에서 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.

struct udevice와 하드웨어의 동작 시작 시점은 같지 않다. 루트 생성, 드라이버 연결(bind), 초기화(probe)를 구분해 객체가 언제 만들어지고 사용되는지 확인한다.

02

중심 객체의 생성과 공개를 나눈다

이 글의 중심 객체는 gd->dm_root / uclass_root다. 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.

03

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.

04

성공 flag와 실제 완료 시점을 맞춘다

dm_init → root device → uclass list 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.

05

제어권을 넘기기 전에 확인할 조건을 정리한다

정상 경로는 FDT scan에서 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.

구현을 읽을 때 놓치기 쉬운 부분

01

DM root와 uclass root는 서로 다른 색인이다

device tree는 parent-child topology를 표현하고 uclass list는 같은 기능의 장치를 모은다. 하나의 struct udevice는 parent의 child list와 uclass의 device list에 동시에 연결되므로 bind 실패 정리에서 두 연결을 대칭으로 제거해야 한다.

gd->dm_root가 만들어졌다고 모든 uclass가 존재하는 것은 아니다. uclass는 첫 사용 시 생성될 수 있고 sequence number와 alias 처리는 bind/probe 단계에 걸쳐 확정된다.

02

relocation 전 DM은 제한된 객체 집합이다

SPL 또는 U-Boot pre-relocation에서는 flag가 허용한 driver와 node만 bind된다. relocation 뒤 DM을 다시 초기화할 때 이전 device private data, uclass private data, ofnode pointer가 새 수명으로 재생성되는지 확인한다.

pre-relocation에서 동작한 UART가 runtime DM에서도 같은 logical device로 선택되더라도 객체 주소는 같지 않을 수 있다. pointer 동일성에 의존하는 board 코드는 피해야 한다.

03

root 문제는 첫 child probe에서 늦게 보인다

root와 uclass list 초기화가 부분적으로 끝나면 bind는 성공하지만 lookup, sequence allocation, remove에서 list corruption이 나타날 수 있다. root 생성 직후 빈 list head와 flags를 확인하고 첫 device bind 전후의 양방향 link를 검증한다.

dm tree, dm uclass 출력과 memory의 list pointer를 함께 보면 단순 미등록과 연결 손상을 구분할 수 있다.

객체와 수명

대상만들어지는 시점유효 범위확인할 조건
gd->dm_root / uclass_rootdm_initFDT scan 또는 오류 정리 완료까지진입 전제와 상태 계약
입력 buffer / metadatagd->dm_rootparse와 검증이 끝날 때까지길이, 정렬, 소유권, 변조 가능성
등록된 list / descriptorroot device하위 시스템을 종료하거나 다음 이미지에 제어권을 넘길 때까지중복 등록, 해제된 객체를 가리키는 포인터, 오류 후 자원 정리
hardware 또는 persistent state실제 write/probe가 완료된 뒤reset 또는 명시적 해제·갱신까지쓰기 완료, 시간 초과, 전원 차단, 이전 상태 복원
최종 부트로더 이미지link/image 생성 시점다음 stage가 새 image로 교체할 때까지적재 주소, 진입점, 섹션, 헤더의 일치 여부

실패 지점과 증상

#조건관찰되는 증상먼저 볼 단계
01dm_root NULL모든 lookup 실패dm_init
02중복 initdevice 이중 등록root device
03of_live 선택 불일치잘못된 node 표현uclass list

로그가 끊긴 함수뿐 아니라 그 함수에 주소, 크기, 플래그를 전달한 앞 단계도 조사한다. 오류 처리 후 등록된 객체나 하드웨어 설정이 그대로 남아 있는지도 확인한다.

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.

#목적명령 또는 계측판정 기준
01전처리 결과make <board>_defconfig && make V=1선택된 CONFIG와 실제 compile/link 명령을 보관한다.
02symbol과 section${CROSS_COMPILE}nm -n u-boot | grep 'int dm_init'symbol 주소가 기대한 stage와 image에 들어갔는지 확인한다.
03어셈블리 대조${CROSS_COMPILE}objdump -drS u-bootC 한 줄이 실제 branch, relocation, memory access로 어떻게 바뀌었는지 본다.
04주소 배치bdinforelocaddr, malloc, FDT, stack과 DRAM bank 주소를 한 번에 기록한다.
05runtime 관찰dm tree; dm uclass; printenvdriver model과 환경이 이 단계에서 실제로 공개되었는지 확인한다.

직접 확인할 실험

  1. 01
    dm tree 명령으로 bind/probe 상태 비교

    dm_init 진입 전후에 DM root의 주소·크기·반환값과 timestamp를 함께 남긴다.

  2. 02
    dm_init 전후 gd 포인터 출력

    root device 진입 전후에 uclass registry의 주소·크기·반환값과 timestamp를 함께 남긴다.

  3. 03
    OF_LIVE on/off에서 node 경로 대조

    uclass list 진입 전후에 device tree nodes의 주소·크기·반환값과 timestamp를 함께 남긴다.

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