paging_init

읽는 지도

메모리 코드는 address translation, physical page ownership, reclaim policy, allocation latency가 한꺼번에 얽힌다. 이 층을 박사급으로 읽는다는 것은 '어느 page가 지금 누구 소유인가'와 '그 소유권을 어떤 lock/refcount가 증명하는가'를 끝까지 추적한다는 뜻이다.

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. paging_init 이 kernel 안에서 놓이는 위치

virtual addressVMA, fault, kernel mapping

→

page tablePTE/PMD/PUD, TLB maintenance

→

struct page/foliorefcount, mapcount, flags

→

allocator/reclaimzone, LRU, compaction, writeback

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: arch/arm64/mm/mmu.c
Linux 6.18.37 LTS: arch/arm64/mm/init.c
Linux 6.18.37 LTS: include/asm-generic/pgtable-nop4d.h

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:

arch/arm64/mm/mmu.c arch/arm64/mm/init.c include/asm-generic/pgtable-nop4d.h

대표 코드

void __init paging_init

원본 코드: arch/arm64/mm/mmu.c, around line 785

		__create_pgd_mapping(pgd, pa, pa, sizeof(u32), PAGE_KERNEL,
				     early_pgtable_alloc, 0);
	}
}

void __init paging_init(void)
{
	pgd_t *pgdp = pgd_set_fixmap(__pa_symbol(swapper_pg_dir));
	extern pgd_t init_idmap_pg_dir[];

	idmap_t0sz = 63UL - __fls(__pa_symbol(_end) | GENMASK(VA_BITS_MIN - 1, 0));

	map_kernel(pgdp);
	map_mem(pgdp);

	pgd_clear_fixmap();

	cpu_replace_ttbr1(lm_alias(swapper_pg_dir), init_idmap_pg_dir);
	init_mm.pgd = swapper_pg_dir;

	memblock_phys_free(__pa_symbol(init_pg_dir),
			   __pa_symbol(init_pg_end) - __pa_symbol(init_pg_dir));

	memblock_allow_resize();

	create_idmap();
}

#ifdef CONFIG_MEMORY_HOTPLUG
static void free_hotplug_page_range(struct page *page, size_t size,
				    struct vmem_altmap *altmap)
{
	if (altmap) {
		vmem_altmap_free(altmap, size >> PAGE_SHIFT);
	} else {
		WARN_ON(PageReserved(page));
		free_pages((unsigned long)page_address(page), get_order(size));
	}
}

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.

map_mem

원본 코드: arch/arm64/mm/mmu.c, around line 93

}

pgprot_t phys_mem_access_prot(struct file *file, unsigned long pfn,
			      unsigned long size, pgprot_t vma_prot)
{
	if (!pfn_is_map_memory(pfn))
		return pgprot_noncached(vma_prot);
	else if (file->f_flags & O_SYNC)
		return pgprot_writecombine(vma_prot);
	return vma_prot;
}
EXPORT_SYMBOL(phys_mem_access_prot);

static phys_addr_t __init early_pgtable_alloc(int shift)
{
	phys_addr_t phys;
	void *ptr;

	phys = memblock_phys_alloc_range(PAGE_SIZE, PAGE_SIZE, 0,
					 MEMBLOCK_ALLOC_NOLEAKTRACE);
	if (!phys)
		panic("Failed to allocate page table page\n");

	/*
	 * The FIX_{PGD,PUD,PMD} slots may be in active use, but the FIX_PTE
	 * slot will be free, so we can (ab)use the FIX_PTE slot to initialise
	 * any level of table.
	 */
	ptr = pte_set_fixmap(phys);

	memset(ptr, 0, PAGE_SIZE);

	/*
	 * Implicit barriers also ensure the zeroed page is visible to the page
	 * table walker
	 */
	pte_clear_fixmap();

	return phys;
}

함수별 독해

architecture page table을 구성해 kernel virtual address와 physical memory 사이의 장기 mapping을 확정한다.

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

그림 2. paging_init 함수 체인과 관찰 지점

entrycaller가 넘기는 객체와 context를 확정

→

void __init paging_inithead.S/idmap 기반 최소 mapping

→

map_memtext/data/rodata 권한 반영

→

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. `void __init paging_init`

void __init paging_init 주변에서는 swapper_pg_dir를 중심으로 본다. 이 필드는 kernel page table root 역할을 하므로, 함수가 끝날 때 early mapping exists 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 head.S/idmap 기반 최소 mapping을 전제로 삼을 수 있다.

자주 틀리는 해석: page table entry 권한을 linker section 권한과 분리해 봄

2. `map_mem`

map_mem 주변에서는 memblock.memory를 중심으로 본다. 이 필드는 map 대상 physical range 역할을 하므로, 함수가 끝날 때 kernel mapping built 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 text/data/rodata 권한 반영을 전제로 삼을 수 있다.

자주 틀리는 해석: TLB invalidate 없이 mapping 변경을 읽음

함수	입력	상태 변경	검증 질문
void __init paging_init	swapper_pg_dir, caller context, subsystem 전제 조건	early mapping exists: head.S/idmap 기반 최소 mapping	page table entry 권한을 linker section 권한과 분리해 봄 문제를 코드상 어느 조건문 또는 error label에서 분리하는가
map_mem	memblock.memory, caller context, subsystem 전제 조건	kernel mapping built: text/data/rodata 권한 반영	TLB invalidate 없이 mapping 변경을 읽음 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. paging_init 핵심 필드 연결

swapper_pg_dirkernel page table root

→

memblock.memorymap 대상 physical range

→

fixmap초기 임시 mapping

→

linear mapphys_to_virt 전제

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

필드	읽는 법	확인
swapper_pg_dir	kernel page table root	누가 쓰고, 누가 보호하고, 언제 lifetime이 끝나는지 원본 코드에서 확인
memblock.memory	map 대상 physical range	누가 쓰고, 누가 보호하고, 언제 lifetime이 끝나는지 원본 코드에서 확인
fixmap	초기 임시 mapping	누가 쓰고, 누가 보호하고, 언제 lifetime이 끝나는지 원본 코드에서 확인
linear map	phys_to_virt 전제	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. paging_init 상태 전이

early mapping existshead.S/idmap 기반 최소 mapping

→

kernel mapping builttext/data/rodata 권한 반영

→

linear map builtRAM 직접 mapping 가능

→

TLB synchronized새 page table visibility 확보

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

상태	의미	진입 조건	깨지는 지점
early mapping exists	head.S/idmap 기반 최소 mapping	앞 단계 함수가 전제 조건을 만들고 error path가 정리된 뒤	다음 단계가 이 상태를 너무 일찍 소비하거나 늦게 정리할 때
kernel mapping built	text/data/rodata 권한 반영	앞 단계 함수가 전제 조건을 만들고 error path가 정리된 뒤	다음 단계가 이 상태를 너무 일찍 소비하거나 늦게 정리할 때
linear map built	RAM 직접 mapping 가능	앞 단계 함수가 전제 조건을 만들고 error path가 정리된 뒤	다음 단계가 이 상태를 너무 일찍 소비하거나 늦게 정리할 때
TLB synchronized	새 page table visibility 확보	앞 단계 함수가 전제 조건을 만들고 error path가 정리된 뒤	다음 단계가 이 상태를 너무 일찍 소비하거나 늦게 정리할 때

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

불변조건 / 실패 케이스

lifetime

paging_init 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

page table entry 권한을 linker section 권한과 분리해 봄

주의

TLB invalidate 없이 mapping 변경을 읽음

주의

fixmap과 linear map lifetime을 섞음

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
ptdump_debugfs	paging_init 의 상태 전이가 어느 지점에서 멈추는지 확인	로그가 찍힌 위치를 완료 시점으로 단정하지 말고, 바로 앞뒤 필드 변경을 원본에서 확인
earlycon	paging_init 의 상태 전이가 어느 지점에서 멈추는지 확인	로그가 찍힌 위치를 완료 시점으로 단정하지 말고, 바로 앞뒤 필드 변경을 원본에서 확인
ftrace:create_mapping	paging_init 의 상태 전이가 어느 지점에서 멈추는지 확인	로그가 찍힌 위치를 완료 시점으로 단정하지 말고, 바로 앞뒤 필드 변경을 원본에서 확인
cat /sys/kernel/debug/kernel_page_tables	paging_init 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

paging_init 의 state machine을 네 단계로 줄였을 때, 실제 코드에서 빠지는 intermediate state는 무엇인가?
paging_init 의 fast path가 생략한 검사는 어느 init path 또는 slow path에서 보증되는가?
실험으로 확인한다면 'page table entry 권한을 linker section 권한과 분리해 봄' 문제를 어떤 tracepoint와 counter로 분리할 수 있는가?
실험으로 확인한다면 'TLB invalidate 없이 mapping 변경을 읽음' 문제를 어떤 tracepoint와 counter로 분리할 수 있는가?