softirq

전체 흐름

interrupt/time 코드는 비동기 사건을 bounded latency의 kernel execution으로 변환한다. hardirq, softirq, timer callback, kthread가 같은 상태를 만지므로 context별 허용 동작을 먼저 나눠야 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. softirq 이 kernel 안에서 놓이는 위치

device / timerexternal event or clockevent

→

irqchip / irq_descdomain mapping, masking, flow handler

→

top halfhardirq handler, no sleep

→

bottom halfsoftirq, tasklet, threaded IRQ, ksoftirqd

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: kernel/softirq.c
Linux 6.18.37 LTS: include/linux/interrupt.h
Linux 6.18.37 LTS: net/core/dev.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/softirq.c include/linux/interrupt.h net/core/dev.c

대표 코드

__do_softirq

원본 코드: kernel/softirq.c, 237행 부근

	 * Adjust softirq count to SOFTIRQ_OFFSET which makes
	 * in_serving_softirq() become true.
	 */
	cnt = SOFTIRQ_OFFSET;
	__local_bh_enable(cnt, false);
	__do_softirq();

out:
	__local_bh_enable(cnt, preempt_on);
	local_irq_restore(flags);
}
EXPORT_SYMBOL(__local_bh_enable_ip);

/*
 * Invoked from ksoftirqd_run() outside of the interrupt disabled section
 * to acquire the per CPU local lock for reentrancy protection.
 */
static inline void ksoftirqd_run_begin(void)
{
	__local_bh_disable_ip(_RET_IP_, SOFTIRQ_OFFSET);
	local_irq_disable();
}

/* Counterpart to ksoftirqd_run_begin() */
static inline void ksoftirqd_run_end(void)
{
	__local_bh_enable(SOFTIRQ_OFFSET, true);
	WARN_ON_ONCE(in_interrupt());
	local_irq_enable();
}

static inline void softirq_handle_begin(void) { }
static inline void softirq_handle_end(void) { }

static inline bool should_wake_ksoftirqd(void)
{
	return !this_cpu_read(softirq_ctrl.cnt);
}

static inline void invoke_softirq(void)

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.

raise_softirq

원본 코드: kernel/softirq.c, 660행 부근

}

/*
 * This function must run with irqs disabled!
 */
inline void raise_softirq_irqoff(unsigned int nr)
{
	__raise_softirq_irqoff(nr);

	/*
	 * If we're in an interrupt or softirq, we're done
	 * (this also catches softirq-disabled code). We will
	 * actually run the softirq once we return from
	 * the irq or softirq.
	 *
	 * Otherwise we wake up ksoftirqd to make sure we
	 * schedule the softirq soon.
	 */
	if (!in_interrupt() && should_wake_ksoftirqd())
		wakeup_softirqd();
}

void raise_softirq(unsigned int nr)
{
	unsigned long flags;

	local_irq_save(flags);
	raise_softirq_irqoff(nr);
	local_irq_restore(flags);
}

void __raise_softirq_irqoff(unsigned int nr)
{
	lockdep_assert_irqs_disabled();
	trace_softirq_raise(nr);
	or_softirq_pending(1UL << nr);
}

void open_softirq(int nr, void (*action)(struct softirq_action *))
{

함수별 분석

hardirq에서 오래 걸리는 일을 미루기 위한 per-CPU bottom-half dispatch 계층이다.

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

그림 2. softirq 함수 체인과 관찰 지점

entrycaller가 넘기는 객체와 context를 확정

→

__do_softirqpending bit 설정

→

raise_softirqpending bit 설정

→

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. `__do_softirq`

__do_softirq 주변에서는 softirq_vec를 중심으로 본다. 이 필드는 vector별 callback table 역할을 하므로, 함수가 끝날 때 raise 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 pending bit 설정을 전제로 삼을 수 있다.

자주 틀리는 해석: softirq가 항상 ksoftirqd에서 돈다고 착각함

2. `raise_softirq`

raise_softirq 주변에서는 __softirq_pending를 중심으로 본다. 이 필드는 per-CPU pending bitmap 역할을 하므로, 함수가 끝날 때 raise 상태가 실제로 성립했는지 확인해야 한다.

자주 틀리는 해석: local_bh_disable을 interrupt disable로 오해함

함수	입력	상태 변경	검증 질문
__do_softirq	softirq_vec, caller context, subsystem 전제 조건	raise: pending bit 설정	softirq가 항상 ksoftirqd에서 돈다고 착각함 문제를 코드상 어느 조건문 또는 error label에서 분리하는가
raise_softirq	__softirq_pending, caller context, subsystem 전제 조건	raise: pending bit 설정	local_bh_disable을 interrupt disable로 오해함 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. softirq 핵심 필드 연결

softirq_vecvector별 callback table

→

__softirq_pendingper-CPU pending bitmap

→

ksoftirqdprocess context fallback

→

bh disable countbottom-half masking

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

필드	읽는 법	확인
softirq_vec	vector별 callback table	누가 쓰고, 누가 보호하고, 언제 lifetime이 끝나는지 원본 코드에서 확인
__softirq_pending	per-CPU pending bitmap	누가 쓰고, 누가 보호하고, 언제 lifetime이 끝나는지 원본 코드에서 확인
ksoftirqd	process context fallback	누가 쓰고, 누가 보호하고, 언제 lifetime이 끝나는지 원본 코드에서 확인
bh disable count	bottom-half masking	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. softirq 실행 단계

raisepending bit 설정

→

irq exitsoftirq 처리 시도

→

budget exhaustedksoftirqd wakeup

→

drainedpending bit 정리

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

상태	의미	진입 조건	깨지는 지점
raise	pending bit 설정	앞 단계 함수가 전제 조건을 만들고 error path가 정리된 뒤	다음 단계가 이 상태를 너무 일찍 소비하거나 늦게 정리할 때
irq exit	softirq 처리 시도	앞 단계 함수가 전제 조건을 만들고 error path가 정리된 뒤	다음 단계가 이 상태를 너무 일찍 소비하거나 늦게 정리할 때
budget exhausted	ksoftirqd wakeup	앞 단계 함수가 전제 조건을 만들고 error path가 정리된 뒤	다음 단계가 이 상태를 너무 일찍 소비하거나 늦게 정리할 때
drained	pending bit 정리	앞 단계 함수가 전제 조건을 만들고 error path가 정리된 뒤	다음 단계가 이 상태를 너무 일찍 소비하거나 늦게 정리할 때

softirq 검토 기준 = 상태 변화 + 소유권 변화 + 외부 공개 시점

불변 조건과 실패 사례

lifetime

softirq의 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

softirq가 항상 ksoftirqd에서 돈다고 착각함

주의

local_bh_disable을 interrupt disable로 오해함

주의

budget 제한을 packet drop 원인과 혼동함

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
softirq_entry/exit	softirq 실행이 어느 단계에서 멈추는지 확인	로그가 찍힌 위치를 완료 시점으로 단정하지 말고, 바로 앞뒤 필드 변경을 원본에서 확인
perf top -g	softirq 실행이 어느 단계에서 멈추는지 확인	로그가 찍힌 위치를 완료 시점으로 단정하지 말고, 바로 앞뒤 필드 변경을 원본에서 확인
cat /proc/softirqs	softirq 실행이 어느 단계에서 멈추는지 확인	로그가 찍힌 위치를 완료 시점으로 단정하지 말고, 바로 앞뒤 필드 변경을 원본에서 확인
ftrace:__do_softirq	softirq 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

softirq 의 state machine을 네 단계로 줄였을 때, 실제 코드에서 빠지는 intermediate state는 무엇인가?
softirq 의 fast path가 생략한 검사는 어느 init path 또는 slow path에서 보증되는가?
실험으로 확인한다면 'softirq가 항상 ksoftirqd에서 돈다고 착각함' 문제를 어떤 tracepoint와 counter로 분리할 수 있는가?
실험으로 확인한다면 'local_bh_disable을 interrupt disable로 오해함' 문제를 어떤 tracepoint와 counter로 분리할 수 있는가?