mutex

읽는 지도

locking/RCU/atomic 코드는 shared mutable state의 ordering과 lifetime을 보증하는 언어다. lock API를 외우는 것이 아니라 context, memory model, object lifetime을 하나의 그래프로 읽어야 한다.

먼저 볼 것

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

다음에 볼 것

정상 경로와 실패 경로를 같은 무게로 본다. kernel code의 품질은 성공 path보다 error unwind, hotplug, teardown에서 더 잘 드러난다.

그림 1. mutex 이 kernel 안에서 놓이는 위치

shared objectpointer, state, refcount

→

serializationspinlock, mutex, rwsem, atomic

→

visibilitybarrier, READ_ONCE/WRITE_ONCE

→

lifetimerefcount, RCU grace period, free

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

원본 코드:

Linux 6.18.37 LTS: kernel/locking/mutex.c
Linux 6.18.37 LTS: include/linux/mutex.h
Linux 6.18.37 LTS: kernel/locking/rtmutex.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:

kernel/locking/mutex.c include/linux/mutex.h kernel/locking/rtmutex.c

대표 코드

__mutex_lock_common

원본 코드: kernel/locking/mutex.c, around line 564


/*
 * Lock a mutex (possibly interruptible), slowpath:
 */
static __always_inline int __sched
__mutex_lock_common(struct mutex *lock, unsigned int state, unsigned int subclass,
		    struct lockdep_map *nest_lock, unsigned long ip,
		    struct ww_acquire_ctx *ww_ctx, const bool use_ww_ctx)
{
	struct mutex_waiter waiter;
	struct ww_mutex *ww;
	int ret;

	if (!use_ww_ctx)
		ww_ctx = NULL;

	might_sleep();

	MUTEX_WARN_ON(lock->magic != lock);

	ww = container_of(lock, struct ww_mutex, base);
	if (ww_ctx) {
		if (unlikely(ww_ctx == READ_ONCE(ww->ctx)))
			return -EALREADY;

		/*
		 * Reset the wounded flag after a kill. No other process can
		 * race and wound us here since they can't have a valid owner
		 * pointer if we don't have any locks held.
		 */
		if (ww_ctx->acquired == 0)
			ww_ctx->wounded = 0;

#ifdef CONFIG_DEBUG_LOCK_ALLOC
		nest_lock = &ww_ctx->dep_map;
#endif
	}

	preempt_disable();
	mutex_acquire_nest(&lock->dep_map, subclass, 0, nest_lock, ip);

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.

mutex_unlock

원본 코드: kernel/locking/mutex.c, around line 172

		return true;

	return false;
}

static __always_inline bool __mutex_unlock_fast(struct mutex *lock)
{
	unsigned long curr = (unsigned long)current;

	return atomic_long_try_cmpxchg_release(&lock->owner, &curr, 0UL);
}
#endif

static inline void __mutex_set_flag(struct mutex *lock, unsigned long flag)
{
	atomic_long_or(flag, &lock->owner);
}

static inline void __mutex_clear_flag(struct mutex *lock, unsigned long flag)
{
	atomic_long_andnot(flag, &lock->owner);
}

static inline bool __mutex_waiter_is_first(struct mutex *lock, struct mutex_waiter *waiter)
{
	return list_first_entry(&lock->wait_list, struct mutex_waiter, list) == waiter;
}

/*
 * Add @waiter to a given location in the lock wait_list and set the
 * FLAG_WAITERS flag if it's the first waiter.
 */
static void
__mutex_add_waiter(struct mutex *lock, struct mutex_waiter *waiter,
		   struct list_head *list)
{
	debug_mutex_add_waiter(lock, waiter, current);

	list_add_tail(&waiter->list, list);
	if (__mutex_waiter_is_first(lock, waiter))

함수별 독해

process context에서 sleep 가능한 critical section을 제공하며 owner tracking과 wait queue로 contention을 처리한다.

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

그림 2. mutex 함수 체인과 관찰 지점

entrycaller가 넘기는 객체와 context를 확정

→

__mutex_lock_commonuncontended owner 설정

→

mutex_unlockowner running이면 짧게 회전

→

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. `__mutex_lock_common`

__mutex_lock_common 주변에서는 owner를 중심으로 본다. 이 필드는 current lock holder 역할을 하므로, 함수가 끝날 때 fast acquire 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 uncontended owner 설정을 전제로 삼을 수 있다.

자주 틀리는 해석: mutex를 interrupt context에서 사용함

2. `mutex_unlock`

mutex_unlock 주변에서는 wait_list를 중심으로 본다. 이 필드는 sleeping contenders 역할을 하므로, 함수가 끝날 때 optimistic spin 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 owner running이면 짧게 회전을 전제로 삼을 수 있다.

자주 틀리는 해석: owner가 항상 task_struct valid라고 가정함

함수	입력	상태 변경	검증 질문
__mutex_lock_common	owner, caller context, subsystem 전제 조건	fast acquire: uncontended owner 설정	mutex를 interrupt context에서 사용함 문제를 코드상 어느 조건문 또는 error label에서 분리하는가
mutex_unlock	wait_list, caller context, subsystem 전제 조건	optimistic spin: owner running이면 짧게 회전	owner가 항상 task_struct valid라고 가정함 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.

그림 3. mutex 핵심 필드 연결

ownercurrent lock holder

→

wait_listsleeping contenders

→

osqoptimistic spinning queue

→

ww_ctxwound/wait deadlock avoidance

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

필드	읽는 법	확인
owner	current lock holder	누가 쓰고, 누가 보호하고, 언제 lifetime이 끝나는지 원본 코드에서 확인
wait_list	sleeping contenders	누가 쓰고, 누가 보호하고, 언제 lifetime이 끝나는지 원본 코드에서 확인
osq	optimistic spinning queue	누가 쓰고, 누가 보호하고, 언제 lifetime이 끝나는지 원본 코드에서 확인
ww_ctx	wound/wait deadlock avoidance	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.

그림 4. mutex 상태 전이

fast acquireuncontended owner 설정

→

optimistic spinowner running이면 짧게 회전

→

sleep waitwait_list로 전환

→

unlock wakewaiter 깨움

상태 전이는 단방향처럼 그렸지만, 실패 경로에서는 대부분 역순 rollback이 붙는다.

상태	의미	진입 조건	깨지는 지점
fast acquire	uncontended owner 설정	앞 단계 함수가 전제 조건을 만들고 error path가 정리된 뒤	다음 단계가 이 상태를 너무 일찍 소비하거나 늦게 정리할 때
optimistic spin	owner running이면 짧게 회전	앞 단계 함수가 전제 조건을 만들고 error path가 정리된 뒤	다음 단계가 이 상태를 너무 일찍 소비하거나 늦게 정리할 때
sleep wait	wait_list로 전환	앞 단계 함수가 전제 조건을 만들고 error path가 정리된 뒤	다음 단계가 이 상태를 너무 일찍 소비하거나 늦게 정리할 때
unlock wake	waiter 깨움	앞 단계 함수가 전제 조건을 만들고 error path가 정리된 뒤	다음 단계가 이 상태를 너무 일찍 소비하거나 늦게 정리할 때

mutex review rule = state transition + owner transition + visibility transition

불변조건 / 실패 케이스

lifetime

mutex 의 중심 객체가 publish된 뒤에는 마지막 참조가 사라지기 전까지 teardown path가 모든 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.

error unwind

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

mutex를 interrupt context에서 사용함

주의

owner가 항상 task_struct valid라고 가정함

주의

ww_mutex 규칙을 일반 mutex처럼 해석함

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
lockdep	mutex 의 상태 전이가 어느 지점에서 멈추는지 확인	로그가 찍힌 위치를 완료 시점으로 단정하지 말고, 바로 앞뒤 필드 변경을 원본에서 확인
perf lock	mutex 의 상태 전이가 어느 지점에서 멈추는지 확인	로그가 찍힌 위치를 완료 시점으로 단정하지 말고, 바로 앞뒤 필드 변경을 원본에서 확인
mutex_contention trace	mutex 의 상태 전이가 어느 지점에서 멈추는지 확인	로그가 찍힌 위치를 완료 시점으로 단정하지 말고, 바로 앞뒤 필드 변경을 원본에서 확인
echo w > /proc/sysrq-trigger	mutex 의 상태 전이가 어느 지점에서 멈추는지 확인	로그가 찍힌 위치를 완료 시점으로 단정하지 말고, 바로 앞뒤 필드 변경을 원본에서 확인

기본 추적 골격:

# 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

연구 질문

mutex 의 state machine을 네 단계로 줄였을 때, 실제 코드에서 빠지는 intermediate state는 무엇인가?
mutex 의 fast path가 생략한 검사는 어느 init path 또는 slow path에서 보증되는가?
실험으로 확인한다면 'mutex를 interrupt context에서 사용함' 문제를 어떤 tracepoint와 counter로 분리할 수 있는가?
실험으로 확인한다면 'owner가 항상 task_struct valid라고 가정함' 문제를 어떤 tracepoint와 counter로 분리할 수 있는가?