전체 흐름
프로세스와 시스템 호출 코드는 사용자 모드와 커널 모드를 연결하고 태스크의 생성부터 종료까지 관리한다. clone, exec, exit, signal을 살펴볼 때는 task_struct에 연결된 객체의 참조, 네임스페이스, 자격 증명, 메모리 관리 정보가 어떻게 달라지는지 확인한다.
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: arch/arm64/kernel/entry.S
Linux 6.18.37 LTS: arch/arm64/kernel/syscall.c
Linux 6.18.37 LTS: include/uapi/asm-generic/unistd.h설명: 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
el0_svc
alternative_else_nop_endif
#endif
stp x22, x23, [sp, #S_PC]
/* Not in a syscall by default (el0_svc overwrites for real syscall) */
.if \el == 0
mov w21, #NO_SYSCALL
str w21, [sp, #S_SYSCALLNO]
.endif
#ifdef CONFIG_ARM64_PSEUDO_NMI
alternative_if_not ARM64_HAS_GIC_PRIO_MASKING
b .Lskip_pmr_save\@
alternative_else_nop_endif
mrs_s x20, SYS_ICC_PMR_EL1
str x20, [sp, #S_PMR_SAVE]
mov x20, #GIC_PRIO_IRQON | GIC_PRIO_PSR_I_SET
msr_s SYS_ICC_PMR_EL1, x20
.Lskip_pmr_save\@:
#endif
/*
* Registers that may be useful after this macro is invoked:
*
* x20 - ICC_PMR_EL1
* x21 - aborted SP
* x22 - aborted PC
* x23 - aborted PSTATE
*/
.endm
.macro kernel_exit, el
.if \el != 0
disable_daif
.endif
#ifdef CONFIG_ARM64_PSEUDO_NMI확인 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.
invoke_syscall
#endif
return sys_ni_syscall();
}
static long __invoke_syscall(struct pt_regs *regs, syscall_fn_t syscall_fn)
{
return syscall_fn(regs);
}
static void invoke_syscall(struct pt_regs *regs, unsigned int scno,
unsigned int sc_nr,
const syscall_fn_t syscall_table[])
{
long ret;
add_random_kstack_offset();
if (scno < sc_nr) {
syscall_fn_t syscall_fn;
syscall_fn = syscall_table[array_index_nospec(scno, sc_nr)];
ret = __invoke_syscall(regs, syscall_fn);
} else {
ret = do_ni_syscall(regs, scno);
}
syscall_set_return_value(current, regs, 0, ret);
/*
* Ultimately, this value will get limited by KSTACK_OFFSET_MAX(),
* but not enough for arm64 stack utilization comfort. To keep
* reasonable stack head room, reduce the maximum offset to 9 bits.
*
* The actual entropy will be further reduced by the compiler when
* applying stack alignment constraints: the AAPCS mandates a
* 16-byte (i.e. 4-bit) aligned SP at function boundaries.
*
* The resulting 5 bits of entropy is seen in SP[8:4].
*/
choose_random_kstack_offset(get_random_u16() & 0x1FF);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.
함수별 분석
EL0 trap frame을 kernel syscall dispatch로 변환하고 return path에서 signal, tracing, work flags를 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. el0_svc
el0_svc 주변에서는 pt_regs를 중심으로 본다. 이 필드는 argument/return frame 역할을 하므로, 함수가 끝날 때 exception entry 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 EL0 state 저장을 전제로 삼을 수 있다.
자주 틀리는 해석: syscall handler만 보고 entry/exit work를 빼먹음
2. invoke_syscall
invoke_syscall 주변에서는 sys_call_table를 중심으로 본다. 이 필드는 number to handler 역할을 하므로, 함수가 끝날 때 syscall dispatch 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 handler 호출을 전제로 삼을 수 있다.
자주 틀리는 해석: pt_regs argument ABI를 C prototype과 혼동함
| 함수 | 입력 | 상태 변경 | 확인할 사항 |
|---|---|---|---|
| el0_svc | pt_regs, 호출 시 실행 문맥, 하위 시스템의 준비 조건 | exception entry: EL0 state 저장 | syscall handler만 보고 entry/exit work를 빼먹음 문제를 코드상 어느 조건문 또는 error label에서 분리하는가 |
| invoke_syscall | sys_call_table, 호출 시 실행 문맥, 하위 시스템의 준비 조건 | syscall dispatch: handler 호출 | pt_regs argument ABI를 C prototype과 혼동함 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 |
|---|---|
| pt_regs | argument/return frame |
| sys_call_table | number to handler |
| thread_info flags | return work bits |
| addr_limit/user access | user pointer boundary |
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 |
|---|---|---|---|
| exception entry | EL0 state 저장 | 앞 단계의 준비와 오류 처리가 끝난 뒤 | 다음 단계가 준비되지 않은 상태를 사용하거나 필요한 정리를 늦출 때 |
| syscall dispatch | handler 호출 | 앞 단계의 준비와 오류 처리가 끝난 뒤 | 다음 단계가 준비되지 않은 상태를 사용하거나 필요한 정리를 늦출 때 |
| exit work | signal/resched/audit 처리 | 앞 단계의 준비와 오류 처리가 끝난 뒤 | 다음 단계가 준비되지 않은 상태를 사용하거나 필요한 정리를 늦출 때 |
| eret | return to EL0 | 앞 단계의 준비와 오류 처리가 끝난 뒤 | 다음 단계가 준비되지 않은 상태를 사용하거나 필요한 정리를 늦출 때 |
불변 조건과 실패 사례
syscall entry의 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.
syscall handler만 보고 entry/exit work를 빼먹음
pt_regs argument ABI를 C prototype과 혼동함
return path signal delivery를 syscall 밖 사건으로 봄
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 |
|---|---|
| sys_enter/sys_exit | syscall entry 실행이 어느 단계에서 멈추는지 확인 |
| perf trace | syscall entry 실행이 어느 단계에서 멈추는지 확인 |
| ftrace:invoke_syscall | syscall entry 실행이 어느 단계에서 멈추는지 확인 |
| seccomp trace | syscall entry 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_pipe추가 확인 사항
- syscall entry 의 state machine을 네 단계로 줄였을 때, 실제 코드에서 빠지는 intermediate state는 무엇인가?
- syscall entry 의 fast path가 생략한 검사는 어느 init path 또는 slow path에서 보증되는가?
- 실험으로 확인한다면 'syscall handler만 보고 entry/exit work를 빼먹음' 문제를 어떤 tracepoint와 counter로 분리할 수 있는가?
- 실험으로 확인한다면 'pt_regs argument ABI를 C prototype과 혼동함' 문제를 어떤 tracepoint와 counter로 분리할 수 있는가?