전체 흐름
메모리 코드는 address translation, physical page ownership, reclaim policy, allocation latency가 한꺼번에 얽힌다. 이 층에서는 '어느 page가 지금 누구 소유인가'와 '그 소유권을 어떤 lock/refcount가 증명하는가'를 끝까지 추적해야 한다.
함수 이름보다 입력 객체와 출력 객체를 먼저 본다. 이 토픽에서 어떤 구조체가 생성, 연결, publish, retire되는지 표시한다.
정상 경로와 실패 경로를 함께 확인한다. 성공 경로뿐 아니라 오류 복구, hotplug, 해제 과정에서 상태가 올바르게 정리되는지 점검한다.
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
Linux 6.18.37 LTS: mm/mm_init.c
Linux 6.18.37 LTS: mm/page_alloc.c
Linux 6.18.37 LTS: mm/slab_common.c
Linux 6.18.37 LTS: mm/vmalloc.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.
GitHub 원본:
대표 코드
void __init mm_core_init
}
/*
* Set up kernel memory allocators
*/
void __init mm_core_init(void)
{
/* Initializations relying on SMP setup */
build_all_zonelists(NULL);
page_alloc_init_cpuhp();
/*
* page_ext requires contiguous pages,
* bigger than MAX_ORDER unless SPARSEMEM.
*/
page_ext_init_flatmem();
mem_debugging_and_hardening_init();
kfence_alloc_pool_and_metadata();
report_meminit();
kmsan_init_shadow();
stack_depot_early_init();
mem_init();
mem_init_print_info();
kmem_cache_init();
/*
* page_owner must be initialized after buddy is ready, and also after
* slab is ready so that stack_depot_init() works properly
*/
page_ext_init_flatmem_late();
kmemleak_init();
ptlock_cache_init();
pgtable_cache_init();
debug_objects_mem_init();
vmalloc_init();
/* If no deferred init page_ext now, as vmap is fully initialized */
if (!deferred_struct_pages)
page_ext_init();
/* Should be run before the first non-init thread is created */
init_espfix_bsp();
/* Should be run after espfix64 is set up. */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.
mem_init
want_init_on_free() ? "on" : "off");
if (want_init_on_free())
pr_info("mem auto-init: clearing system memory may take some time...\n");
}
static void __init mem_init_print_info(void)
{
unsigned long physpages, codesize, datasize, rosize, bss_size;
unsigned long init_code_size, init_data_size;
physpages = get_num_physpages();
codesize = _etext - _stext;
datasize = _edata - _sdata;
rosize = __end_rodata - __start_rodata;
bss_size = __bss_stop - __bss_start;
init_data_size = __init_end - __init_begin;
init_code_size = _einittext - _sinittext;
/*
* Detect special cases and adjust section sizes accordingly:
* 1) .init.* may be embedded into .data sections
* 2) .init.text.* may be out of [__init_begin, __init_end],
* please refer to arch/tile/kernel/vmlinux.lds.S.
* 3) .rodata.* may be embedded into .text or .data sections.
*/
#define adj_init_size(start, end, size, pos, adj) \
do { \
if (&start[0] <= &pos[0] && &pos[0] < &end[0] && size > adj) \
size -= adj; \
} while (0)
adj_init_size(__init_begin, __init_end, init_data_size,
_sinittext, init_code_size);
adj_init_size(_stext, _etext, codesize, _sinittext, init_code_size);
adj_init_size(_sdata, _edata, datasize, __init_begin, init_data_size);
adj_init_size(_stext, _etext, codesize, __start_rodata, rosize);
adj_init_size(_sdata, _edata, datasize, __start_rodata, rosize);
#undef adj_init_size확인 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
memblock 중심의 early memory 관리에서 page allocator, slab, vmalloc 기반 runtime memory 모델로 넘어가는 문턱이다.
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. void __init mm_core_init
void __init mm_core_init 주변에서는 struct page array를 중심으로 본다. 이 필드는 physical page metadata 역할을 하므로, 함수가 끝날 때 page metadata ready 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 memmap 초기화을 전제로 삼을 수 있다.
자주 틀리는 해석: memblock과 buddy ownership 전환 시점을 놓침
2. mem_init
mem_init 주변에서는 page allocator를 중심으로 본다. 이 필드는 buddy free_area 초기화 역할을 하므로, 함수가 끝날 때 zones populated 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 free area가 채워짐을 전제로 삼을 수 있다.
자주 틀리는 해석: slab 초기화 전 kmalloc 사용 가능 범위를 과대평가함
| 함수 | 입력 | 상태 변경 | 검증 질문 |
|---|---|---|---|
| void __init mm_core_init | struct page array, caller context, subsystem 전제 조건 | page metadata ready: memmap 초기화 | memblock과 buddy ownership 전환 시점을 놓침 문제를 코드상 어느 조건문 또는 error label에서 분리하는가 |
| mem_init | page allocator, caller context, subsystem 전제 조건 | zones populated: free area가 채워짐 | slab 초기화 전 kmalloc 사용 가능 범위를 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.
필드는 구조체 안에 흩어져 있지만, 실제 실행에서는 위 순서로 의미가 이어진다.
| 필드 | 읽는 법 | 확인 |
|---|---|---|
| struct page array | physical page metadata | 누가 쓰고, 누가 보호하고, 언제 lifetime이 끝나는지 원본 코드에서 확인 |
| page allocator | buddy free_area 초기화 | 누가 쓰고, 누가 보호하고, 언제 lifetime이 끝나는지 원본 코드에서 확인 |
| slab caches | small object allocator 기반 | 누가 쓰고, 누가 보호하고, 언제 lifetime이 끝나는지 원본 코드에서 확인 |
| vmalloc space | 불연속 page의 연속 VA 제공 | 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.
화살표는 정상 진행 방향을 나타낸다. 중간 단계에서 실패하면 각 단계의 오류 처리 또는 대체 경로로 이동한다.
| 상태 | 의미 | 진입 조건 | 깨지는 지점 |
|---|---|---|---|
| page metadata ready | memmap 초기화 | 앞 단계 함수가 전제 조건을 만들고 error path가 정리된 뒤 | 다음 단계가 이 상태를 너무 일찍 소비하거나 늦게 정리할 때 |
| zones populated | free area가 채워짐 | 앞 단계 함수가 전제 조건을 만들고 error path가 정리된 뒤 | 다음 단계가 이 상태를 너무 일찍 소비하거나 늦게 정리할 때 |
| slab ready | kmem_cache_alloc 가능 | 앞 단계 함수가 전제 조건을 만들고 error path가 정리된 뒤 | 다음 단계가 이 상태를 너무 일찍 소비하거나 늦게 정리할 때 |
| vmalloc ready | vmap/ioremap 계층 준비 | 앞 단계 함수가 전제 조건을 만들고 error path가 정리된 뒤 | 다음 단계가 이 상태를 너무 일찍 소비하거나 늦게 정리할 때 |
불변 조건과 실패 사례
mm_core_init의 핵심 객체가 외부에 공개된 뒤에는 마지막 참조가 사라질 때까지 해제 경로가 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.
memblock과 buddy ownership 전환 시점을 놓침
slab 초기화 전 kmalloc 사용 가능 범위를 과대평가함
zone/node 초기화 실패를 단순 OOM으로 봄
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 |
|---|---|---|
| trace_mm_page_alloc | mm_core_init 실행이 어느 단계에서 멈추는지 확인 | 로그가 찍힌 위치를 완료 시점으로 단정하지 말고, 바로 앞뒤 필드 변경을 원본에서 확인 |
| page_owner | mm_core_init 실행이 어느 단계에서 멈추는지 확인 | 로그가 찍힌 위치를 완료 시점으로 단정하지 말고, 바로 앞뒤 필드 변경을 원본에서 확인 |
| slabinfo | mm_core_init 실행이 어느 단계에서 멈추는지 확인 | 로그가 찍힌 위치를 완료 시점으로 단정하지 말고, 바로 앞뒤 필드 변경을 원본에서 확인 |
| memblock=debug | mm_core_init 실행이 어느 단계에서 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_pipe추가 확인 사항
- mm_core_init 의 state machine을 네 단계로 줄였을 때, 실제 코드에서 빠지는 intermediate state는 무엇인가?
- mm_core_init 의 fast path가 생략한 검사는 어느 init path 또는 slow path에서 보증되는가?
- 실험으로 확인한다면 'memblock과 buddy ownership 전환 시점을 놓침' 문제를 어떤 tracepoint와 counter로 분리할 수 있는가?
- 실험으로 확인한다면 'slab 초기화 전 kmalloc 사용 가능 범위를 과대평가함' 문제를 어떤 tracepoint와 counter로 분리할 수 있는가?