early_irq_init

전체 흐름

interrupt/time 코드는 비동기 사건을 bounded latency의 kernel execution으로 변환한다. hardirq, softirq, timer callback, kthread가 같은 상태를 만지므로 context별 허용 동작을 먼저 나눠야 한다.

핵심 확인 사항

함수 이름보다 입력 객체와 출력 객체를 먼저 본다. 이 토픽에서 어떤 구조체가 생성, 연결, publish, retire되는지 표시한다.

오류 처리 확인

정상 경로와 실패 경로를 함께 확인한다. 성공 경로뿐 아니라 오류 복구, hotplug, 해제 과정에서 상태가 올바르게 정리되는지 점검한다.

그림 1. early_irq_init 이 kernel 안에서 놓이는 위치

device / timerexternal event or clockevent

→

irqchip / irq_descdomain mapping, masking, flow handler

→

top halfhardirq handler, no sleep

→

bottom halfsoftirq, tasklet, threaded IRQ, ksoftirqd

왼쪽에서 오른쪽으로 갈수록 실제 상태 변경이 커진다. 각 코드 조각이 어느 단계에 해당하는지 대조한다.

소스 코드 위치

먼저 확인할 Linux 6.18.37 LTS 소스 파일

원본 코드:

Linux 6.18.37 LTS: kernel/irq/irqdesc.c
Linux 6.18.37 LTS: kernel/irq/irqdomain.c
Linux 6.18.37 LTS: include/linux/irqdesc.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.

GitHub 원본:

kernel/irq/irqdesc.c kernel/irq/irqdomain.c include/linux/irqdesc.h

대표 코드

int __init early_irq_init

원본 코드: kernel/irq/irqdesc.c, 540행 부근

		return -ENOMEM;
	nr_irqs = nr;
	return 0;
}

int __init early_irq_init(void)
{
	int i, initcnt, node = first_online_node;
	struct irq_desc *desc;

	init_irq_default_affinity();

	/* Let arch update nr_irqs and return the nr of preallocated irqs */
	initcnt = arch_probe_nr_irqs();
	printk(KERN_INFO "NR_IRQS: %d, nr_irqs: %d, preallocated irqs: %d\n",
	       NR_IRQS, nr_irqs, initcnt);

	if (WARN_ON(nr_irqs > MAX_SPARSE_IRQS))
		nr_irqs = MAX_SPARSE_IRQS;

	if (WARN_ON(initcnt > MAX_SPARSE_IRQS))
		initcnt = MAX_SPARSE_IRQS;

	if (initcnt > nr_irqs)
		nr_irqs = initcnt;

	for (i = 0; i < initcnt; i++) {
		desc = alloc_desc(i, node, 0, NULL, NULL);
		irq_insert_desc(i, desc);
	}
	return arch_early_irq_init();
}

#else /* !CONFIG_SPARSE_IRQ */

struct irq_desc irq_desc[NR_IRQS] __cacheline_aligned_in_smp = {
	[0 ... NR_IRQS-1] = {
		.handle_irq	= handle_bad_irq,
		.depth		= 1,
		.lock		= __RAW_SPIN_LOCK_UNLOCKED(irq_desc->lock),

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.

alloc_desc

원본 코드: kernel/irq/irqdesc.c, 407행 부근

void irq_unlock_sparse(void)
{
	mutex_unlock(&sparse_irq_lock);
}

static struct irq_desc *alloc_desc(int irq, int node, unsigned int flags,
				   const struct cpumask *affinity,
				   struct module *owner)
{
	struct irq_desc *desc;

	desc = kzalloc_node(sizeof(*desc), GFP_KERNEL, node);
	if (!desc)
		return NULL;
	/* allocate based on nr_cpu_ids */
	desc->kstat_irqs = alloc_percpu(unsigned int);
	if (!desc->kstat_irqs)
		goto err_desc;

	if (alloc_masks(desc, node))
		goto err_kstat;

	raw_spin_lock_init(&desc->lock);
	lockdep_set_class(&desc->lock, &irq_desc_lock_class);
	mutex_init(&desc->request_mutex);
	init_rcu_head(&desc->rcu);
	init_waitqueue_head(&desc->wait_for_threads);

	desc_set_defaults(irq, desc, node, affinity, owner);
	irqd_set(&desc->irq_data, flags);
	kobject_init(&desc->kobj, &irq_kobj_type);
	irq_resend_init(desc);

	return desc;

err_kstat:
	free_percpu(desc->kstat_irqs);
err_desc:
	kfree(desc);
	return NULL;

함수별 분석

generic IRQ descriptor 배열/allocator를 준비해 arch irqchip 초기화가 virq를 등록할 수 있게 한다.

이 섹션은 원본 코드 발췌를 함수 이름 단위로 끊어, 각 함수가 어떤 전제 조건을 만들고 다음 함수가 무엇을 소비하는지 추적한다.

그림 2. early_irq_init 함수 체인과 관찰 지점

entrycaller가 넘기는 객체와 context를 확정

→

int __init early_irq_initvirq state 객체 준비

→

alloc_desc번호 할당 가능

→

observable statetracepoint, counter, sysfs/proc에서 확인되는 결과

각 노드는 독립 함수가 아니라 전제 조건을 생산하고 소비하는 연결점이다. 코드를 읽을 때는 노드 사이에서 어떤 필드가 바뀌는지 표시한다.

1. `int __init early_irq_init`

int __init early_irq_init 주변에서는 irq_desc를 중심으로 본다. 이 필드는 Linux logical IRQ state 역할을 하므로, 함수가 끝날 때 desc allocated 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 virq state 객체 준비을 전제로 삼을 수 있다.

자주 틀리는 해석: irq_desc와 hardware IRQ 번호를 같은 값으로 봄

2. `alloc_desc`

alloc_desc 주변에서는 irq_data를 중심으로 본다. 이 필드는 chip/domain data 역할을 하므로, 함수가 끝날 때 bitmap initialized 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 번호 할당 가능을 전제로 삼을 수 있다.

자주 틀리는 해석: handler 설치 전 interrupt enable 가능성을 과대평가함

함수	입력	상태 변경	검증 질문
int __init early_irq_init	irq_desc, caller context, subsystem 전제 조건	desc allocated: virq state 객체 준비	irq_desc와 hardware IRQ 번호를 같은 값으로 봄 문제를 코드상 어느 조건문 또는 error label에서 분리하는가
alloc_desc	irq_data, caller context, subsystem 전제 조건	bitmap initialized: 번호 할당 가능	handler 설치 전 interrupt enable 가능성을 과대평가함 문제를 코드상 어느 조건문 또는 error label에서 분리하는가

구조체와 필드

여기서는 “어떤 구조체가 있다”가 아니라 그 필드가 어느 단계에서 쓰기 가능하고 어느 단계부터 관찰 가능한지를 본다. 필드의 뜻보다 보호 규칙이 먼저다.

그림 3. early_irq_init 핵심 필드 연결

irq_descLinux logical IRQ state

→

irq_datachip/domain data

→

allocated_irqs bitmapvirq 번호 관리

→

kstat_irqsinterrupt accounting

필드는 구조체 안에 흩어져 있지만, 실제 실행에서는 위 순서로 의미가 이어진다.

필드	읽는 법	확인
irq_desc	Linux logical IRQ state	누가 쓰고, 누가 보호하고, 언제 lifetime이 끝나는지 원본 코드에서 확인
irq_data	chip/domain data	누가 쓰고, 누가 보호하고, 언제 lifetime이 끝나는지 원본 코드에서 확인
allocated_irqs bitmap	virq 번호 관리	누가 쓰고, 누가 보호하고, 언제 lifetime이 끝나는지 원본 코드에서 확인
kstat_irqs	interrupt accounting	누가 쓰고, 누가 보호하고, 언제 lifetime이 끝나는지 원본 코드에서 확인

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. early_irq_init 실행 단계

desc allocatedvirq state 객체 준비

→

bitmap initialized번호 할당 가능

→

default handler setspurious 처리 가능

→

arch handoffinit_IRQ가 chip/domain 연결

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

상태	의미	진입 조건	깨지는 지점
desc allocated	virq state 객체 준비	앞 단계 함수가 전제 조건을 만들고 error path가 정리된 뒤	다음 단계가 이 상태를 너무 일찍 소비하거나 늦게 정리할 때
bitmap initialized	번호 할당 가능	앞 단계 함수가 전제 조건을 만들고 error path가 정리된 뒤	다음 단계가 이 상태를 너무 일찍 소비하거나 늦게 정리할 때
default handler set	spurious 처리 가능	앞 단계 함수가 전제 조건을 만들고 error path가 정리된 뒤	다음 단계가 이 상태를 너무 일찍 소비하거나 늦게 정리할 때
arch handoff	init_IRQ가 chip/domain 연결	앞 단계 함수가 전제 조건을 만들고 error path가 정리된 뒤	다음 단계가 이 상태를 너무 일찍 소비하거나 늦게 정리할 때

early_irq_init 검토 기준 = 상태 변화 + 소유권 변화 + 외부 공개 시점

불변 조건과 실패 사례

lifetime

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

ordering

상태 필드를 바꾼 뒤 다른 CPU나 하위 계층이 관찰할 수 있다면 lock, barrier, refcount, RCU 중 어느 장치가 visibility를 보장하는지 확인한다.

오류 복구

중간 단계 실패는 성공 단계의 역순으로 되돌아가야 한다. goto label이 많은 코드는 label 이름보다 어느 resource가 이미 획득됐는지를 표로 적는다.

bring-up symptom

embedded bring-up에서는 panic보다 silence, timeout, deferred probe, interrupt flood처럼 간접 증상으로 드러나는 경우가 많다.

주의

irq_desc와 hardware IRQ 번호를 같은 값으로 봄

주의

handler 설치 전 interrupt enable 가능성을 과대평가함

주의

percpu IRQ accounting을 global counter처럼 해석함

계측과 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
/proc/interrupts	early_irq_init 실행이 어느 단계에서 멈추는지 확인	로그가 찍힌 위치를 완료 시점으로 단정하지 말고, 바로 앞뒤 필드 변경을 원본에서 확인
irq:irq_handler_entry	early_irq_init 실행이 어느 단계에서 멈추는지 확인	로그가 찍힌 위치를 완료 시점으로 단정하지 말고, 바로 앞뒤 필드 변경을 원본에서 확인
ftrace:early_irq_init	early_irq_init 실행이 어느 단계에서 멈추는지 확인	로그가 찍힌 위치를 완료 시점으로 단정하지 말고, 바로 앞뒤 필드 변경을 원본에서 확인
initcall_debug	early_irq_init 실행이 어느 단계에서 멈추는지 확인	로그가 찍힌 위치를 완료 시점으로 단정하지 말고, 바로 앞뒤 필드 변경을 원본에서 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

early_irq_init 의 state machine을 네 단계로 줄였을 때, 실제 코드에서 빠지는 intermediate state는 무엇인가?
early_irq_init 의 fast path가 생략한 검사는 어느 init path 또는 slow path에서 보증되는가?
실험으로 확인한다면 'irq_desc와 hardware IRQ 번호를 같은 값으로 봄' 문제를 어떤 tracepoint와 counter로 분리할 수 있는가?
실험으로 확인한다면 'handler 설치 전 interrupt enable 가능성을 과대평가함' 문제를 어떤 tracepoint와 counter로 분리할 수 있는가?