읽는 지도
block/storage 계층은 page cache나 filesystem 요청을 device queue scheduling 문제로 바꾼다. bio와 request의 lifetime, merge policy, hardware queue mapping을 구분해서 읽어야 한다.
함수 이름보다 입력 객체와 출력 객체를 먼저 본다. 이 토픽에서 어떤 구조체가 생성, 연결, publish, retire되는지 표시한다.
정상 경로와 실패 경로를 같은 무게로 본다. kernel code의 품질은 성공 path보다 error unwind, hotplug, teardown에서 더 잘 드러난다.
왼쪽은 입력 또는 상위 계층이고, 오른쪽으로 갈수록 실제 상태 변경이 커진다. 문C식으로 읽을 때는 이 그림을 먼저 머리에 놓고 코드 조각을 끼워 넣는다.
원본 코드 좌표
Linux 6.18.37 LTS에서 열 파일
Linux 6.18.37 LTS: drivers/mmc/core/core.c
Linux 6.18.37 LTS: drivers/mmc/host/sdhci.c
Linux 6.18.37 LTS: drivers/ufs/core/ufshcd.c설명: 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.
대표 코드
mmc_start_request
mrq->done(mrq);
}
EXPORT_SYMBOL(mmc_request_done);
static void __mmc_start_request(struct mmc_host *host, struct mmc_request *mrq)
{
int err;
/* Assumes host controller has been runtime resumed by mmc_claim_host */
err = mmc_retune(host);
if (err) {
mrq->cmd->error = err;
mmc_request_done(host, mrq);
return;
}
/*
* For sdio rw commands we must wait for card busy otherwise some
* sdio devices won't work properly.
* And bypass I/O abort, reset and bus suspend operations.
*/
if (sdio_is_io_busy(mrq->cmd->opcode, mrq->cmd->arg) &&
host->ops->card_busy) {
int tries = 500; /* Wait aprox 500ms at maximum */
while (host->ops->card_busy(host) && --tries)
mmc_delay(1);
if (tries == 0) {
mrq->cmd->error = -EBUSY;
mmc_request_done(host, mrq);
return;
}
}
if (mrq->cap_cmd_during_tfr) {
host->ongoing_mrq = mrq;
/*
* Retry path could come through here without having waiting on읽는 법: 이 절편에서 먼저 볼 것은 return 값이 아니라 상태 변경이다. 어떤 lock을 잡은 뒤 어떤 필드를 바꾸는지, 실패하면 어느 label로 빠지는지, 그리고 바뀐 상태를 다음 호출자가 어떤 전제로 소비하는지 표시한다.
sdhci_request
* *
* MMC callbacks *
* *
\*****************************************************************************/
void sdhci_request(struct mmc_host *mmc, struct mmc_request *mrq)
{
struct sdhci_host *host = mmc_priv(mmc);
struct mmc_command *cmd;
unsigned long flags;
bool present;
/* Firstly check card presence */
present = mmc->ops->get_cd(mmc);
spin_lock_irqsave(&host->lock, flags);
sdhci_led_activate(host);
if (sdhci_present_error(host, mrq->cmd, present))
goto out_finish;
cmd = sdhci_manual_cmd23(host, mrq) ? mrq->sbc : mrq->cmd;
if (!sdhci_send_command_retry(host, cmd, flags))
goto out_finish;
spin_unlock_irqrestore(&host->lock, flags);
return;
out_finish:
sdhci_finish_mrq(host, mrq);
spin_unlock_irqrestore(&host->lock, flags);
}
EXPORT_SYMBOL_GPL(sdhci_request);
int sdhci_request_atomic(struct mmc_host *mmc, struct mmc_request *mrq)
{
struct sdhci_host *host = mmc_priv(mmc);읽는 법: 이 절편에서 먼저 볼 것은 return 값이 아니라 상태 변경이다. 어떤 lock을 잡은 뒤 어떤 필드를 바꾸는지, 실패하면 어느 label로 빠지는지, 그리고 바뀐 상태를 다음 호출자가 어떤 전제로 소비하는지 표시한다.
함수별 독해
embedded storage host driver가 block request를 MMC/UFS protocol command와 DMA/interrupt completion으로 변환한다.
이 섹션은 원본 코드 발췌를 함수 이름 단위로 끊어, 각 함수가 어떤 전제 조건을 만들고 다음 함수가 무엇을 소비하는지 추적한다.
각 노드는 독립 함수가 아니라 전제 조건을 생산하고 소비하는 연결점이다. 코드를 읽을 때는 노드 사이에서 어떤 필드가 바뀌는지 표시한다.
1. mmc_start_request
mmc_start_request 주변에서는 mmc_request/ufshcd_lrb를 중심으로 본다. 이 필드는 block request의 device command 표현 역할을 하므로, 함수가 끝날 때 request queued 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 block layer에서 driver로 진입을 전제로 삼을 수 있다.
자주 틀리는 해석: block timeout을 항상 kernel queue 문제로 봄
2. sdhci_request
sdhci_request 주변에서는 host controller registers를 중심으로 본다. 이 필드는 doorbell/interrupt state 역할을 하므로, 함수가 끝날 때 command programmed 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 controller register write을 전제로 삼을 수 있다.
자주 틀리는 해석: power mode/link state를 I/O latency와 분리함
| 함수 | 입력 | 상태 변경 | 검증 질문 |
|---|---|---|---|
| mmc_start_request | mmc_request/ufshcd_lrb, caller context, subsystem 전제 조건 | request queued: block layer에서 driver로 진입 | block timeout을 항상 kernel queue 문제로 봄 문제를 코드상 어느 조건문 또는 error label에서 분리하는가 |
| sdhci_request | host controller registers, caller context, subsystem 전제 조건 | command programmed: controller register write | power mode/link state를 I/O latency와 분리함 문제를 코드상 어느 조건문 또는 error label에서 분리하는가 |
구조체 / 필드 해설
여기서는 “어떤 구조체가 있다”가 아니라 그 필드가 어느 단계에서 쓰기 가능하고 어느 단계부터 관찰 가능한지를 본다. 박사급 리뷰에서는 필드의 뜻보다 보호 규칙이 먼저다.
필드는 구조체 안에 흩어져 있지만, 실제 실행에서는 위 순서로 의미가 이어진다.
| 필드 | 읽는 법 | 확인 |
|---|---|---|
| mmc_request/ufshcd_lrb | block request의 device command 표현 | 누가 쓰고, 누가 보호하고, 언제 lifetime이 끝나는지 원본 코드에서 확인 |
| host controller registers | doorbell/interrupt state | 누가 쓰고, 누가 보호하고, 언제 lifetime이 끝나는지 원본 코드에서 확인 |
| DMA descriptor | data movement | 누가 쓰고, 누가 보호하고, 언제 lifetime이 끝나는지 원본 코드에서 확인 |
| completion IRQ | request end signal | 누가 쓰고, 누가 보호하고, 언제 lifetime이 끝나는지 원본 코드에서 확인 |
상태 전이 그림
상태 전이를 따로 그리는 이유는 정상 path와 실패 path를 같은 표에서 보기 위해서다. 커널 regression은 흔히 마지막 상태가 아니라 중간 상태를 외부에 publish한 뒤 rollback하지 못해서 생긴다.
상태 전이는 단방향처럼 그렸지만, 실패 경로에서는 대부분 역순 rollback이 붙는다.
| 상태 | 의미 | 진입 조건 | 깨지는 지점 |
|---|---|---|---|
| request queued | block layer에서 driver로 진입 | 앞 단계 함수가 전제 조건을 만들고 error path가 정리된 뒤 | 다음 단계가 이 상태를 너무 일찍 소비하거나 늦게 정리할 때 |
| command programmed | controller register write | 앞 단계 함수가 전제 조건을 만들고 error path가 정리된 뒤 | 다음 단계가 이 상태를 너무 일찍 소비하거나 늦게 정리할 때 |
| device executes | media/FTL 처리 | 앞 단계 함수가 전제 조건을 만들고 error path가 정리된 뒤 | 다음 단계가 이 상태를 너무 일찍 소비하거나 늦게 정리할 때 |
| completion handled | block layer end request | 앞 단계 함수가 전제 조건을 만들고 error path가 정리된 뒤 | 다음 단계가 이 상태를 너무 일찍 소비하거나 늦게 정리할 때 |
불변조건 / 실패 케이스
eMMC/UFS 의 중심 객체가 publish된 뒤에는 마지막 참조가 사라지기 전까지 teardown path가 모든 callback, timer, IRQ, worker와 경합하지 않아야 한다.
상태 필드를 바꾼 뒤 다른 CPU나 하위 계층이 관찰할 수 있다면 lock, barrier, refcount, RCU 중 어느 장치가 visibility를 보장하는지 확인한다.
중간 단계 실패는 성공 단계의 역순으로 되돌아가야 한다. goto label이 많은 코드는 label 이름보다 어느 resource가 이미 획득됐는지를 표로 적는다.
embedded bring-up에서는 panic보다 silence, timeout, deferred probe, interrupt flood처럼 간접 증상으로 드러나는 경우가 많다.
block timeout을 항상 kernel queue 문제로 봄
power mode/link state를 I/O latency와 분리함
cache flush/FUA semantics를 무시함
계측 / 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 |
|---|---|---|
| block_rq_* | eMMC/UFS 의 상태 전이가 어느 지점에서 멈추는지 확인 | 로그가 찍힌 위치를 완료 시점으로 단정하지 말고, 바로 앞뒤 필드 변경을 원본에서 확인 |
| mmc tracepoints | eMMC/UFS 의 상태 전이가 어느 지점에서 멈추는지 확인 | 로그가 찍힌 위치를 완료 시점으로 단정하지 말고, 바로 앞뒤 필드 변경을 원본에서 확인 |
| ufs tracepoints | eMMC/UFS 의 상태 전이가 어느 지점에서 멈추는지 확인 | 로그가 찍힌 위치를 완료 시점으로 단정하지 말고, 바로 앞뒤 필드 변경을 원본에서 확인 |
| cat /sys/kernel/debug/mmc* | eMMC/UFS 의 상태 전이가 어느 지점에서 멈추는지 확인 | 로그가 찍힌 위치를 완료 시점으로 단정하지 말고, 바로 앞뒤 필드 변경을 원본에서 확인 |
# 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_pipe연구 질문
- eMMC/UFS 의 state machine을 네 단계로 줄였을 때, 실제 코드에서 빠지는 intermediate state는 무엇인가?
- eMMC/UFS 의 fast path가 생략한 검사는 어느 init path 또는 slow path에서 보증되는가?
- 실험으로 확인한다면 'block timeout을 항상 kernel queue 문제로 봄' 문제를 어떤 tracepoint와 counter로 분리할 수 있는가?
- 실험으로 확인한다면 'power mode/link state를 I/O latency와 분리함' 문제를 어떤 tracepoint와 counter로 분리할 수 있는가?