Process / Syscall · Linux 6.18.37 LTS · source + diagram note

copy_process

최신 LTS 기준: kernel.org longterm 6.18.37 기준으로 파일 위치와 링크를 맞춘 원본 코드 분석 노트입니다. fork/clone의 중심 경로.

전체 흐름

프로세스와 시스템 호출 코드는 사용자 모드와 커널 모드를 연결하고 태스크의 생성부터 종료까지 관리한다. clone, exec, exit, signal을 살펴볼 때는 task_struct에 연결된 객체의 참조, 네임스페이스, 자격 증명, 메모리 관리 정보가 어떻게 달라지는지 확인한다.

핵심 확인 사항

함수의 입력과 처리 결과를 먼저 확인한다. 구조체를 생성하고 연결하는 시점, 다른 코드에서 사용할 수 있게 하는 시점, 더 이상 사용하지 않아 회수하는 시점을 구분한다.

오류 처리 확인

정상 처리와 오류 처리를 함께 확인한다. 오류 복구, 장치의 실행 중 연결·분리(hotplug), 자원 해제 과정에서도 상태가 올바르게 정리되는지 점검한다.

그림 1. copy_process 이 kernel 안에서 놓이는 위치
EL0 / syscallpt_regs, ABI, user pointer
→
task_structstate, credentials, signal, files
→
mm / fs / filesaddress space and descriptor tables
→
scheduler / waitrunnable, zombie, reparent, wakeup

왼쪽부터 처리 단계를 나열했다. 각 코드 조각에서 바뀌는 상태를 해당 단계와 대조한다.

소스 코드 위치

먼저 확인할 Linux 6.18.37 LTS 소스 파일

원본 코드:
Linux 6.18.37 LTS: kernel/fork.c
Linux 6.18.37 LTS: kernel/sched/core.c
Linux 6.18.37 LTS: kernel/cred.c

설명: 진입 함수가 있는 파일과 구조체 정의, 아키텍처별 연결 코드, 콜백 구현을 함께 확인한다. 여러 파일을 대조해야 호출 관계와 각 코드의 역할을 알 수 있다.

대표 코드

dup_task_struct

원본 코드: kernel/fork.c, 1083행 부근

	lockdep_init_task(&init_task);
	uprobes_init();
}

int __weak arch_dup_task_struct(struct task_struct *dst,
					       struct task_struct *src)
{
	*dst = *src;
	return 0;
}

void set_task_stack_end_magic(struct task_struct *tsk)
{
	unsigned long *stackend;

	stackend = end_of_stack(tsk);
	*stackend = STACK_END_MAGIC;	/* for overflow detection */
}

static struct task_struct *dup_task_struct(struct task_struct *orig, int node)
{
	struct task_struct *tsk;
	int err;

	if (node == NUMA_NO_NODE)
		node = tsk_fork_get_node(orig);
	tsk = alloc_task_struct_node(node);
	if (!tsk)
		return NULL;

	err = arch_dup_task_struct(tsk, orig);
	if (err)
		goto free_tsk;

	err = alloc_thread_stack_node(tsk, node);
	if (err)
		goto free_tsk;

#ifdef CONFIG_THREAD_INFO_IN_TASK

확인 사항: 이 코드에서는 반환값보다 상태 변경을 먼저 확인한다. 어느 잠금을 획득한 뒤 어떤 필드를 바꾸는지, 실패 시 어느 레이블로 분기하는지, 변경된 상태를 다음 호출자가 어떤 전제로 사용하는지 추적한다.

wake_up_new_task

원본 코드: kernel/fork.c, 2836행 부근

/*
 * This is like kernel_clone(), but shaved down and tailored to just
 * creating io_uring workers. It returns a created task, or an error pointer.
 * The returned task is inactive, and the caller must fire it up through
 * wake_up_new_task(p). All signals are blocked in the created task.
 */
struct task_struct *create_io_thread(int (*fn)(void *), void *arg, int node)
{
	unsigned long flags = CLONE_FS|CLONE_FILES|CLONE_SIGHAND|CLONE_THREAD|
				CLONE_IO;
	struct kernel_clone_args args = {
		.flags		= ((lower_32_bits(flags) | CLONE_VM |
				    CLONE_UNTRACED) & ~CSIGNAL),
		.exit_signal	= (lower_32_bits(flags) & CSIGNAL),
		.fn		= fn,
		.fn_arg		= arg,
		.io_thread	= 1,
		.user_worker	= 1,
	};

	return copy_process(NULL, 0, node, &args);
}

/*
 *  Ok, this is the main fork-routine.
 *
 * It copies the process, and if successful kick-starts
 * it and waits for it to finish using the VM if required.
 *
 * args->exit_signal is expected to be checked for sanity by the caller.
 */
pid_t kernel_clone(struct kernel_clone_args *args)
{
	u64 clone_flags = args->flags;
	struct completion vfork;
	struct pid *pid;
	struct task_struct *p;
	int trace = 0;
	pid_t nr;

확인 사항: 이 코드에서는 반환값보다 상태 변경을 먼저 확인한다. 어느 잠금을 획득한 뒤 어떤 필드를 바꾸는지, 실패 시 어느 레이블로 분기하는지, 변경된 상태를 다음 호출자가 어떤 전제로 사용하는지 추적한다.

함수별 분석

fork/clone의 중심 transaction으로 task_struct와 mm/files/signal/cred/cgroup/scheduler state를 복제 또는 공유한다.

원본 코드를 함수별로 나누어 살펴본다. 각 함수가 준비하는 값과 다음 함수가 그 값을 사용하는 방식을 확인한다.

그림 2. copy_process 함수 체인과 관찰 지점
entrycaller가 넘기는 객체와 context를 확정
→
dup_task_structkernel stack과 task_struct 확보
→
wake_up_new_taskrunnable 상태 진입
→
observable statetracepoint, counter, sysfs/proc에서 확인되는 결과

각 단계의 입력과 처리 결과를 연결해 본다. 다음 단계로 넘어가기 전에 바뀌는 필드를 코드에서 확인한다.

1. dup_task_struct

dup_task_struct 주변에서는 clone_flags를 중심으로 본다. 이 필드는 공유/복제 정책 역할을 하므로, 함수가 끝날 때 task allocated 상태가 실제로 성립했는지 확인해야 한다.

원본 코드에서 입력 범위 검사, 주요 필드 변경, 다른 계층에서 사용할 수 있게 하는 시점, 실패 시 복구 순서를 확인한다. 이 조건을 만족해야 다음 함수가 kernel stack과 task_struct 확보을 전제로 삼을 수 있다.

자주 틀리는 해석: copy 성공 전 publish되는 객체를 놓침

2. wake_up_new_task

wake_up_new_task 주변에서는 task_struct p를 중심으로 본다. 이 필드는 새 task 객체 역할을 하므로, 함수가 끝날 때 wake_up_new_task 상태가 실제로 성립했는지 확인해야 한다.

원본 코드에서 입력 범위 검사, 주요 필드 변경, 다른 계층에서 사용할 수 있게 하는 시점, 실패 시 복구 순서를 확인한다. 이 조건을 만족해야 다음 함수가 runnable 상태 진입을 전제로 삼을 수 있다.

자주 틀리는 해석: error label unwind를 정상 path보다 덜 봄

함수입력상태 변경확인할 사항
dup_task_structclone_flags, 호출 시 실행 문맥, 하위 시스템의 준비 조건task allocated: kernel stack과 task_struct 확보copy 성공 전 publish되는 객체를 놓침 문제를 코드상 어느 조건문 또는 error label에서 분리하는가
wake_up_new_tasktask_struct p, 호출 시 실행 문맥, 하위 시스템의 준비 조건wake_up_new_task: runnable 상태 진입error label unwind를 정상 path보다 덜 봄 문제를 코드상 어느 조건문 또는 error label에서 분리하는가

구조체와 필드

구조체의 필드를 언제 바꿀 수 있고 다른 코드가 언제 읽을 수 있는지 확인한다. 필드의 의미와 함께 잠금 등 접근을 보호하는 규칙을 살펴본다.

그림 3. copy_process 핵심 필드 연결
clone_flags공유/복제 정책
→
task_struct p새 task 객체
→
mm/files/fs/sighand공유 가능한 하위 객체
→
sched_entity새 task scheduling state

각 단계에서 읽고 쓰는 필드를 구조체 정의와 대조한다.

어떤 코드가 필드를 변경하고 어떤 방식으로 접근을 보호하는지, 객체를 언제 해제하는지 원본 코드에서 확인한다.

필드읽는 법
clone_flags공유/복제 정책
task_struct p새 task 객체
mm/files/fs/sighand공유 가능한 하위 객체
sched_entity새 task scheduling state

실행 단계와 상태 변화

실행 단계를 따로 정리하면 정상 경로와 실패 경로를 나란히 비교할 수 있다. 커널 문제는 최종 결과보다 준비가 덜 된 중간 상태를 다른 코드에 공개한 뒤, 실패 시 제대로 정리하지 못할 때 자주 발생한다.

그림 4. copy_process 실행 단계
task allocatedkernel stack과 task_struct 확보
→
subsystems copiedflag별 공유/복제
→
pid publishedpid hash에 보임
→
wake_up_new_taskrunnable 상태 진입

화살표는 정상 진행 방향을 나타낸다. 중간 단계에서 실패하면 각 단계의 오류 처리 또는 대체 경로로 이동한다.

상태의미진입 조건깨지는 지점
task allocatedkernel stack과 task_struct 확보앞 단계의 준비와 오류 처리가 끝난 뒤다음 단계가 준비되지 않은 상태를 사용하거나 필요한 정리를 늦출 때
subsystems copiedflag별 공유/복제앞 단계의 준비와 오류 처리가 끝난 뒤다음 단계가 준비되지 않은 상태를 사용하거나 필요한 정리를 늦출 때
pid publishedpid hash에 보임앞 단계의 준비와 오류 처리가 끝난 뒤다음 단계가 준비되지 않은 상태를 사용하거나 필요한 정리를 늦출 때
wake_up_new_taskrunnable 상태 진입앞 단계의 준비와 오류 처리가 끝난 뒤다음 단계가 준비되지 않은 상태를 사용하거나 필요한 정리를 늦출 때
copy_process 검토 기준 = 상태 변화 + 소유권 변화 + 외부 공개 시점

불변 조건과 실패 사례

lifetime

copy_process의 핵심 객체가 외부에 공개된 뒤에는 마지막 참조가 사라질 때까지 해제 경로가 callback, timer, IRQ, worker와 경합하지 않아야 한다.

ordering

다른 CPU나 하위 계층이 변경된 필드를 읽는다면 잠금과 메모리 배리어가 접근 순서를 어떻게 보장하는지 확인한다. 참조 횟수와 RCU로 관리하는 객체 수명도 별도로 확인한다.

오류 복구

중간 단계에서 실패하면 이미 확보한 자원을 의존 관계에 맞춰 해제해야 한다. goto 레이블이 많다면 각 분기에 도달했을 때 확보한 자원을 표로 정리한다.

bring-up symptom

임베디드 보드를 처음 구동할 때는 패닉 대신 로그 중단, 시간 초과, 장치 초기화 지연, 과도한 인터럽트 같은 증상으로 문제가 드러날 수 있다.

주의

copy 성공 전 publish되는 객체를 놓침

주의

error label unwind를 정상 path보다 덜 봄

주의

CLONE_VM/FILES/SIGHAND 조합 제약을 무시함

계측과 검증

로그를 무작정 추가하지 말고 확인할 가설을 먼저 세운다. 상태표에서 처리가 멈춘 단계를 찾은 뒤, 상태를 바꾸는 함수와 그 결과를 사용하는 함수를 함께 살펴본다.

로그가 출력되었다고 처리가 끝난 것으로 판단하지 않는다. 원본 코드에서 로그 앞뒤의 필드 변경을 확인한다.

도구보는 것
sched_process_forkcopy_process 실행이 어느 단계에서 멈추는지 확인
perf trace forkcopy_process 실행이 어느 단계에서 멈추는지 확인
ftrace:copy_processcopy_process 실행이 어느 단계에서 멈추는지 확인
BPF kretprobe copy_processcopy_process 실행이 어느 단계에서 멈추는지 확인
기본 추적 경로:
# 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

추가 확인 사항

  • copy_process 의 state machine을 네 단계로 줄였을 때, 실제 코드에서 빠지는 intermediate state는 무엇인가?
  • copy_process 의 fast path가 생략한 검사는 어느 init path 또는 slow path에서 보증되는가?
  • 실험으로 확인한다면 'copy 성공 전 publish되는 객체를 놓침' 문제를 어떤 tracepoint와 counter로 분리할 수 있는가?
  • 실험으로 확인한다면 'error label unwind를 정상 path보다 덜 봄' 문제를 어떤 tracepoint와 counter로 분리할 수 있는가?