전체 흐름
락, RCU, 원자 연산은 여러 실행 흐름이 함께 사용하는 상태의 접근 순서와 객체 수명을 관리한다. lock API를 외우는 것이 아니라 context, memory model, object lifetime을 하나의 그래프로 읽어야 한다.
함수의 입력과 처리 결과를 먼저 확인한다. 구조체를 생성하고 연결하는 시점, 다른 코드에서 사용할 수 있게 하는 시점, 더 이상 사용하지 않아 회수하는 시점을 구분한다.
정상 처리와 오류 처리를 함께 확인한다. 오류 복구, 장치의 실행 중 연결·분리(hotplug), 자원 해제 과정에서도 상태가 올바르게 정리되는지 점검한다.
왼쪽부터 처리 단계를 나열했다. 각 코드 조각에서 바뀌는 상태를 해당 단계와 대조한다.
소스 코드 위치
먼저 확인할 Linux 6.18.37 LTS 소스 파일
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: 진입 함수가 있는 파일과 구조체 정의, 아키텍처별 연결 코드, 콜백 구현을 함께 확인한다. 여러 파일을 대조해야 호출 관계와 각 코드의 역할을 알 수 있다.
대표 코드
__mutex_lock_common
__mutex_lock_common 함수 전체 (193줄)
__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)
{
DEFINE_WAKE_Q(wake_q);
struct mutex_waiter waiter;
struct ww_mutex *ww;
unsigned long flags;
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);
trace_contention_begin(lock, LCB_F_MUTEX | LCB_F_SPIN);
if (__mutex_trylock(lock) ||
mutex_optimistic_spin(lock, ww_ctx, NULL)) {
/* got the lock, yay! */
lock_acquired(&lock->dep_map, ip);
if (ww_ctx)
ww_mutex_set_context_fastpath(ww, ww_ctx);
trace_contention_end(lock, 0);
preempt_enable();
return 0;
}
raw_spin_lock_irqsave(&lock->wait_lock, flags);
/*
* After waiting to acquire the wait_lock, try again.
*/
if (__mutex_trylock(lock)) {
if (ww_ctx)
__ww_mutex_check_waiters(lock, ww_ctx, &wake_q);
goto skip_wait;
}
debug_mutex_lock_common(lock, &waiter);
waiter.task = current;
if (use_ww_ctx)
waiter.ww_ctx = ww_ctx;
lock_contended(&lock->dep_map, ip);
if (!use_ww_ctx) {
/* add waiting tasks to the end of the waitqueue (FIFO): */
__mutex_add_waiter(lock, &waiter, &lock->wait_list);
} else {
/*
* Add in stamp order, waking up waiters that must kill
* themselves.
*/
ret = __ww_mutex_add_waiter(&waiter, lock, ww_ctx, &wake_q);
if (ret)
goto err_early_kill;
}
__set_task_blocked_on(current, lock);
set_current_state(state);
trace_contention_begin(lock, LCB_F_MUTEX);
for (;;) {
bool first;
/*
* Once we hold wait_lock, we're serialized against
* mutex_unlock() handing the lock off to us, do a trylock
* before testing the error conditions to make sure we pick up
* the handoff.
*/
if (__mutex_trylock(lock))
goto acquired;
/*
* Check for signals and kill conditions while holding
* wait_lock. This ensures the lock cancellation is ordered
* against mutex_unlock() and wake-ups do not go missing.
*/
if (signal_pending_state(state, current)) {
ret = -EINTR;
goto err;
}
if (ww_ctx) {
ret = __ww_mutex_check_kill(lock, &waiter, ww_ctx);
if (ret)
goto err;
}
raw_spin_unlock_irqrestore_wake(&lock->wait_lock, flags, &wake_q);
schedule_preempt_disabled();
first = __mutex_waiter_is_first(lock, &waiter);
/*
* As we likely have been woken up by task
* that has cleared our blocked_on state, re-set
* it to the lock we are trying to acquire.
*/
set_task_blocked_on(current, lock);
set_current_state(state);
/*
* Here we order against unlock; we must either see it change
* state back to RUNNING and fall through the next schedule(),
* or we must see its unlock and acquire.
*/
if (__mutex_trylock_or_handoff(lock, first))
break;
if (first) {
trace_contention_begin(lock, LCB_F_MUTEX | LCB_F_SPIN);
/*
* mutex_optimistic_spin() can call schedule(), so
* clear blocked on so we don't become unselectable
* to run.
*/
clear_task_blocked_on(current, lock);
if (mutex_optimistic_spin(lock, ww_ctx, &waiter))
break;
set_task_blocked_on(current, lock);
trace_contention_begin(lock, LCB_F_MUTEX);
}
raw_spin_lock_irqsave(&lock->wait_lock, flags);
}
raw_spin_lock_irqsave(&lock->wait_lock, flags);
acquired:
__clear_task_blocked_on(current, lock);
__set_current_state(TASK_RUNNING);
if (ww_ctx) {
/*
* Wound-Wait; we stole the lock (!first_waiter), check the
* waiters as anyone might want to wound us.
*/
if (!ww_ctx->is_wait_die &&
!__mutex_waiter_is_first(lock, &waiter))
__ww_mutex_check_waiters(lock, ww_ctx, &wake_q);
}
__mutex_remove_waiter(lock, &waiter);
debug_mutex_free_waiter(&waiter);
skip_wait:
/* got the lock - cleanup and rejoice! */
lock_acquired(&lock->dep_map, ip);
trace_contention_end(lock, 0);
if (ww_ctx)
ww_mutex_lock_acquired(ww, ww_ctx);
raw_spin_unlock_irqrestore_wake(&lock->wait_lock, flags, &wake_q);
preempt_enable();
return 0;
err:
__clear_task_blocked_on(current, lock);
__set_current_state(TASK_RUNNING);
__mutex_remove_waiter(lock, &waiter);
err_early_kill:
WARN_ON(__get_task_blocked_on(current));
trace_contention_end(lock, ret);
raw_spin_unlock_irqrestore_wake(&lock->wait_lock, flags, &wake_q);
debug_mutex_free_waiter(&waiter);
mutex_release(&lock->dep_map, ip);
preempt_enable();
return ret;
}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.
mutex_unlock
void __sched mutex_unlock(struct mutex *lock)
{
#ifndef CONFIG_DEBUG_LOCK_ALLOC
if (__mutex_unlock_fast(lock))
return;
#endif
__mutex_unlock_slowpath(lock, _RET_IP_);
}
mutex_unlock()은 설정에 따라 fast path를 시도하고, 성공하지 못하면 __mutex_unlock_slowpath()로 넘긴다. 호출한 task가 소유한 mutex를 해제하는 API이며 interrupt 문맥에서 사용할 수 없다. unlock 호출이 반환하기 전에 다른 task가 mutex 객체 자체를 해제하도록 만들어서도 안 된다.
함수별 분석
process context에서 sleep 가능한 critical section을 제공하며 owner tracking과 wait queue로 contention을 처리한다.
원본 코드를 함수별로 나누어 살펴본다. 각 함수가 준비하는 값과 다음 함수가 그 값을 사용하는 방식을 확인한다.
각 단계의 입력과 처리 결과를 연결해 본다. 다음 단계로 넘어가기 전에 바뀌는 필드를 코드에서 확인한다.
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 입력 범위 검사, 주요 필드 변경, 다른 계층에서 사용할 수 있게 하는 시점, 실패 시 복구 순서를 확인한다. 이 조건을 만족해야 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 입력 범위 검사, 주요 필드 변경, 다른 계층에서 사용할 수 있게 하는 시점, 실패 시 복구 순서를 확인한다. 이 조건을 만족해야 다음 함수가 owner running이면 짧게 회전을 전제로 삼을 수 있다.
자주 틀리는 해석: owner가 항상 task_struct valid라고 가정함
| 함수 | 입력 | 상태 변경 | 확인할 사항 |
|---|---|---|---|
| __mutex_lock_common | owner, 호출 시 실행 문맥, 하위 시스템의 준비 조건 | fast acquire: uncontended owner 설정 | mutex를 interrupt context에서 사용함 문제를 코드상 어느 조건문 또는 error label에서 분리하는가 |
| mutex_unlock | wait_list, 호출 시 실행 문맥, 하위 시스템의 준비 조건 | optimistic spin: owner running이면 짧게 회전 | owner가 항상 task_struct valid라고 가정함 문제를 코드상 어느 조건문 또는 error label에서 분리하는가 |
구조체와 필드
구조체의 필드를 언제 바꿀 수 있고 다른 코드가 언제 읽을 수 있는지 확인한다. 필드의 의미와 함께 잠금 등 접근을 보호하는 규칙을 살펴본다.
각 단계에서 읽고 쓰는 필드를 구조체 정의와 대조한다.
어떤 코드가 필드를 변경하고 어떤 방식으로 접근을 보호하는지, 객체를 언제 해제하는지 원본 코드에서 확인한다.
| 필드 | 읽는 법 |
|---|---|
| owner | current lock holder |
| wait_list | sleeping contenders |
| osq | optimistic spinning queue |
| ww_ctx | wound/wait deadlock avoidance |
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 |
|---|---|---|---|
| fast acquire | uncontended owner 설정 | 앞 단계의 준비와 오류 처리가 끝난 뒤 | 다음 단계가 준비되지 않은 상태를 사용하거나 필요한 정리를 늦출 때 |
| optimistic spin | owner running이면 짧게 회전 | 앞 단계의 준비와 오류 처리가 끝난 뒤 | 다음 단계가 준비되지 않은 상태를 사용하거나 필요한 정리를 늦출 때 |
| sleep wait | wait_list로 전환 | 앞 단계의 준비와 오류 처리가 끝난 뒤 | 다음 단계가 준비되지 않은 상태를 사용하거나 필요한 정리를 늦출 때 |
| unlock wake | waiter 깨움 | 앞 단계의 준비와 오류 처리가 끝난 뒤 | 다음 단계가 준비되지 않은 상태를 사용하거나 필요한 정리를 늦출 때 |
불변 조건과 실패 사례
mutex의 핵심 객체가 외부에 공개된 뒤에는 마지막 참조가 사라질 때까지 해제 경로가 callback, timer, IRQ, worker와 경합하지 않아야 한다.
다른 CPU나 하위 계층이 변경된 필드를 읽는다면 잠금과 메모리 배리어가 접근 순서를 어떻게 보장하는지 확인한다. 참조 횟수와 RCU로 관리하는 객체 수명도 별도로 확인한다.
중간 단계에서 실패하면 이미 확보한 자원을 의존 관계에 맞춰 해제해야 한다. goto 레이블이 많다면 각 분기에 도달했을 때 확보한 자원을 표로 정리한다.
임베디드 보드를 처음 구동할 때는 패닉 대신 로그 중단, 시간 초과, 장치 초기화 지연, 과도한 인터럽트 같은 증상으로 문제가 드러날 수 있다.
mutex를 interrupt context에서 사용함
owner가 항상 task_struct valid라고 가정함
ww_mutex 규칙을 일반 mutex처럼 해석함
계측과 검증
로그를 무작정 추가하지 말고 확인할 가설을 먼저 세운다. 상태표에서 처리가 멈춘 단계를 찾은 뒤, 상태를 바꾸는 함수와 그 결과를 사용하는 함수를 함께 살펴본다.
로그가 출력되었다고 처리가 끝난 것으로 판단하지 않는다. 원본 코드에서 로그 앞뒤의 필드 변경을 확인한다.
| 도구 | 보는 것 |
|---|---|
| lockdep | mutex 실행이 어느 단계에서 멈추는지 확인 |
| perf lock | mutex 실행이 어느 단계에서 멈추는지 확인 |
| mutex_contention trace | mutex 실행이 어느 단계에서 멈추는지 확인 |
| echo w > /proc/sysrq-trigger | mutex 실행이 어느 단계에서 멈추는지 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_pipe
추가 확인 사항
- 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?