kernel_init_freeable()

전체 흐름

부팅 코드는 이미 완성된 커널 위에서 실행되는 코드가 아니다. allocator, scheduler, IRQ, RCU, driver core가 아직 부분적으로만 준비된 상태에서 다음 단계의 전제 조건을 만드는 코드다. 따라서 함수 호출 순서보다 '이 호출 이후 무엇이 가능해지는가'를 표시해야 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. kernel_init_freeable() 이 kernel 안에서 놓이는 위치

bootloader stateFDT, initrd, command line, image placement

→

early kernelmemblock, early params, boot CPU identity

→

generic initallocator, scheduler, IRQ, timekeeping

→

pid 1 / kthreaddinitcall, rootfs, userspace handoff

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: init/main.c
Linux 6.18.37 LTS: init/do_mounts.c
Linux 6.18.37 LTS: init/initramfs.c
Linux 6.18.37 LTS: drivers/base/init.c

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:

init/main.c init/do_mounts.c init/initramfs.c drivers/base/init.c

대표 코드

static noinline void __init kernel_init_freeable

원본 코드: init/main.c, 1365행 부근

	}

	return ret;
}

static noinline void __init kernel_init_freeable(void);

#if defined(CONFIG_STRICT_KERNEL_RWX) || defined(CONFIG_STRICT_MODULE_RWX)
bool rodata_enabled __ro_after_init = true;

#ifndef arch_parse_debug_rodata
static inline bool arch_parse_debug_rodata(char *str) { return false; }
#endif

static int __init set_debug_rodata(char *str)
{
	if (arch_parse_debug_rodata(str))
		return 0;

	if (str && !strcmp(str, "on"))
		rodata_enabled = true;
	else if (str && !strcmp(str, "off"))
		rodata_enabled = false;
	else
		pr_warn("Invalid option string for rodata: '%s'\n", str);
	return 0;
}
early_param("rodata", set_debug_rodata);
#endif

#ifdef CONFIG_STRICT_KERNEL_RWX
static void mark_readonly(void)
{
	if (rodata_enabled) {
		/*
		 * load_module() results in W+X mappings, which are cleaned
		 * up with call_rcu().  Let's make sure that queued work is
		 * flushed so that we don't hit false positives looking for
		 * insecure pages which are W+X.
		 */

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.

do_basic_setup

원본 코드: init/main.c, 1318행 부근

 * have been touched yet, but the CPU subsystem is up and
 * running, and memory and process management works.
 *
 * Now we can finally start doing some real work..
 */
static void __init do_basic_setup(void)
{
	cpuset_init_smp();
	driver_init();
	init_irq_proc();
	do_ctors();
	do_initcalls();
}

static void __init do_pre_smp_initcalls(void)
{
	initcall_entry_t *fn;

	trace_initcall_level("early");
	for (fn = __initcall_start; fn < __initcall0_start; fn++)
		do_one_initcall(initcall_from_entry(fn));
}

static int run_init_process(const char *init_filename)
{
	const char *const *p;

	argv_init[0] = init_filename;
	pr_info("Run %s as init process\n", init_filename);
	pr_debug("  with arguments:\n");
	for (p = argv_init; *p; p++)
		pr_debug("    %s\n", *p);
	pr_debug("  with environment:\n");
	for (p = envp_init; *p; p++)
		pr_debug("    %s\n", *p);
	return kernel_execve(init_filename, argv_init, envp_init);
}

static int try_to_run_init_process(const char *init_filename)
{

함수별 분석

initcall과 rootfs 준비를 실행한 뒤, 나중에 버릴 수 있는 init memory와 runtime memory의 경계를 만든다.

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

그림 2. kernel_init_freeable() 함수 체인과 관찰 지점

entrycaller가 넘기는 객체와 context를 확정

→

static noinline void __init kernel_init_freeable__init 참조 금지

→

do_basic_setuprootfs 후보가 선택됨

→

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. `static noinline void __init kernel_init_freeable`

static noinline void __init kernel_init_freeable 주변에서는 do_basic_setup를 중심으로 본다. 이 필드는 driver/subsystem initcall 실행 역할을 하므로, 함수가 끝날 때 initmem freed 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 __init 참조 금지을 전제로 삼을 수 있다.

자주 틀리는 해석: initcall 실패와 init 실행 실패를 같은 것으로 봄

2. `do_basic_setup`

do_basic_setup 주변에서는 do_basic_setup를 중심으로 본다. 이 필드는 driver/subsystem initcall 실행 역할을 하므로, 함수가 끝날 때 namespace prepared 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 rootfs 후보가 선택됨을 전제로 삼을 수 있다.

자주 틀리는 해석: __init 함수를 late callback으로 남김

함수	입력	상태 변경	검증 질문
static noinline void __init kernel_init_freeable	do_basic_setup, caller context, subsystem 전제 조건	initmem freed: __init 참조 금지	initcall 실패와 init 실행 실패를 같은 것으로 봄 문제를 코드상 어느 조건문 또는 error label에서 분리하는가
do_basic_setup	do_basic_setup, caller context, subsystem 전제 조건	namespace prepared: rootfs 후보가 선택됨	__init 함수를 late callback으로 남김 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. kernel_init_freeable() 핵심 필드 연결

do_basic_setupdriver/subsystem initcall 실행

→

prepare_namespaceroot= 해석과 mount 준비

→

init_eaccessuserspace init 실행 전 권한 정리

→

free_initmem__init lifetime 종료

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

필드	읽는 법	확인
do_basic_setup	driver/subsystem initcall 실행	누가 쓰고, 누가 보호하고, 언제 lifetime이 끝나는지 원본 코드에서 확인
prepare_namespace	root= 해석과 mount 준비	누가 쓰고, 누가 보호하고, 언제 lifetime이 끝나는지 원본 코드에서 확인
init_eaccess	userspace init 실행 전 권한 정리	누가 쓰고, 누가 보호하고, 언제 lifetime이 끝나는지 원본 코드에서 확인
free_initmem	__init lifetime 종료	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. kernel_init_freeable() 실행 단계

initcalls drainedsubsystem 초기화가 끝남

→

namespace preparedrootfs 후보가 선택됨

→

console stablelate init 로그가 보임

→

initmem freed__init 참조 금지

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

상태	의미	진입 조건	깨지는 지점
initcalls drained	subsystem 초기화가 끝남	앞 단계 함수가 전제 조건을 만들고 error path가 정리된 뒤	다음 단계가 이 상태를 너무 일찍 소비하거나 늦게 정리할 때
namespace prepared	rootfs 후보가 선택됨	앞 단계 함수가 전제 조건을 만들고 error path가 정리된 뒤	다음 단계가 이 상태를 너무 일찍 소비하거나 늦게 정리할 때
console stable	late init 로그가 보임	앞 단계 함수가 전제 조건을 만들고 error path가 정리된 뒤	다음 단계가 이 상태를 너무 일찍 소비하거나 늦게 정리할 때
initmem freed	__init 참조 금지	앞 단계 함수가 전제 조건을 만들고 error path가 정리된 뒤	다음 단계가 이 상태를 너무 일찍 소비하거나 늦게 정리할 때

kernel_init_freeable() 검토 기준 = 상태 변화 + 소유권 변화 + 외부 공개 시점

불변 조건과 실패 사례

lifetime

kernel_init_freeable()의 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

initcall 실패와 init 실행 실패를 같은 것으로 봄

주의

__init 함수를 late callback으로 남김

주의

root=, init=, rdinit= 옵션의 우선순위를 섞음

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
initcall_debug	kernel_init_freeable() 실행이 어느 단계에서 멈추는지 확인	로그가 찍힌 위치를 완료 시점으로 단정하지 말고, 바로 앞뒤 필드 변경을 원본에서 확인
dynamic_debug	kernel_init_freeable() 실행이 어느 단계에서 멈추는지 확인	로그가 찍힌 위치를 완료 시점으로 단정하지 말고, 바로 앞뒤 필드 변경을 원본에서 확인
trace_initcall	kernel_init_freeable() 실행이 어느 단계에서 멈추는지 확인	로그가 찍힌 위치를 완료 시점으로 단정하지 말고, 바로 앞뒤 필드 변경을 원본에서 확인
dmesg -w	kernel_init_freeable() 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

kernel_init_freeable() 의 state machine을 네 단계로 줄였을 때, 실제 코드에서 빠지는 intermediate state는 무엇인가?
kernel_init_freeable() 의 fast path가 생략한 검사는 어느 init path 또는 slow path에서 보증되는가?
실험으로 확인한다면 'initcall 실패와 init 실행 실패를 같은 것으로 봄' 문제를 어떤 tracepoint와 counter로 분리할 수 있는가?
실험으로 확인한다면 '__init 함수를 late callback으로 남김' 문제를 어떤 tracepoint와 counter로 분리할 수 있는가?