읽는 지도
VFS/filesystem 코드는 path name을 dentry/inode/file/page cache operation으로 번역하는 계층이다. 이름 해석의 consistency와 데이터 I/O의 consistency를 분리해서 봐야 한다.
함수 이름보다 입력 객체와 출력 객체를 먼저 본다. 이 토픽에서 어떤 구조체가 생성, 연결, publish, retire되는지 표시한다.
정상 경로와 실패 경로를 같은 무게로 본다. kernel code의 품질은 성공 path보다 error unwind, hotplug, teardown에서 더 잘 드러난다.
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
Linux 6.18.37 LTS: fs/f2fs/super.c
Linux 6.18.37 LTS: fs/f2fs/node.c
Linux 6.18.37 LTS: fs/f2fs/segment.c
Linux 6.18.37 LTS: fs/f2fs/checkpoint.c설명: 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.
대표 코드
f2fs_fill_super
}
sbi->readdir_ra = true;
}
static int f2fs_fill_super(struct super_block *sb, void *data, int silent)
{
struct f2fs_sb_info *sbi;
struct f2fs_super_block *raw_super;
struct inode *root;
int err;
bool skip_recovery = false, need_fsck = false;
char *options = NULL;
int recovery, i, valid_super_block;
struct curseg_info *seg_i;
int retry_cnt = 1;
#ifdef CONFIG_QUOTA
bool quota_enabled = false;
#endif
try_onemore:
err = -EINVAL;
raw_super = NULL;
valid_super_block = -1;
recovery = 0;
/* allocate memory for f2fs-specific super block info */
sbi = kzalloc(sizeof(struct f2fs_sb_info), GFP_KERNEL);
if (!sbi)
return -ENOMEM;
sbi->sb = sb;
/* initialize locks within allocated memory */
init_f2fs_rwsem(&sbi->gc_lock);
mutex_init(&sbi->writepages);
init_f2fs_rwsem(&sbi->cp_global_sem);
init_f2fs_rwsem(&sbi->node_write);
init_f2fs_rwsem(&sbi->node_change);
spin_lock_init(&sbi->stat_lock);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.
f2fs_write_data_page
}
/*
* This is to avoid a deadlock condition like below.
* writeback_single_inode(inode)
* - f2fs_write_data_page
* - f2fs_gc -> iput -> evict
* - inode_wait_for_writeback(inode)
*/
if ((!inode_unhashed(inode) && inode->i_state & I_SYNC)) {
if (!inode->i_nlink && !is_bad_inode(inode)) {
/* to avoid evict_inode call simultaneously */
atomic_inc(&inode->i_count);
spin_unlock(&inode->i_lock);
/* should remain fi->extent_tree for writepage */
f2fs_destroy_extent_node(inode);
sb_start_intwrite(inode->i_sb);
f2fs_i_size_write(inode, 0);
f2fs_submit_merged_write_cond(F2FS_I_SB(inode),
inode, NULL, 0, DATA);
truncate_inode_pages_final(inode->i_mapping);
if (F2FS_HAS_BLOCKS(inode))
f2fs_truncate(inode);
sb_end_intwrite(inode->i_sb);
spin_lock(&inode->i_lock);
atomic_dec(&inode->i_count);
}
trace_f2fs_drop_inode(inode, 0);
return 0;
}
ret = generic_drop_inode(inode);
if (!ret)
ret = fscrypt_drop_inode(inode);
trace_f2fs_drop_inode(inode, ret);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.
함수별 독해
flash storage 특성에 맞춰 segment, node, checkpoint를 이용해 log-structured write path를 구성한다.
이 섹션은 원본 코드 발췌를 함수 이름 단위로 끊어, 각 함수가 어떤 전제 조건을 만들고 다음 함수가 무엇을 소비하는지 추적한다.
각 노드는 독립 함수가 아니라 전제 조건을 생산하고 소비하는 연결점이다. 코드를 읽을 때는 노드 사이에서 어떤 필드가 바뀌는지 표시한다.
1. f2fs_fill_super
f2fs_fill_super 주변에서는 f2fs_sb_info를 중심으로 본다. 이 필드는 global f2fs state 역할을 하므로, 함수가 끝날 때 mount checkpoint 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 latest consistent state 선택을 전제로 삼을 수 있다.
자주 틀리는 해석: segment cleaning을 단순 free로 봄
2. f2fs_write_data_page
f2fs_write_data_page 주변에서는 segment manager를 중심으로 본다. 이 필드는 free/dirty segment 관리 역할을 하므로, 함수가 끝날 때 write data 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 log area에 append을 전제로 삼을 수 있다.
자주 틀리는 해석: checkpoint 전 metadata visibility를 과대평가함
| 함수 | 입력 | 상태 변경 | 검증 질문 |
|---|---|---|---|
| f2fs_fill_super | f2fs_sb_info, caller context, subsystem 전제 조건 | mount checkpoint: latest consistent state 선택 | segment cleaning을 단순 free로 봄 문제를 코드상 어느 조건문 또는 error label에서 분리하는가 |
| f2fs_write_data_page | segment manager, caller context, subsystem 전제 조건 | write data: log area에 append | checkpoint 전 metadata visibility를 과대평가함 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.
필드는 구조체 안에 흩어져 있지만, 실제 실행에서는 위 순서로 의미가 이어진다.
| 필드 | 읽는 법 | 확인 |
|---|---|---|
| f2fs_sb_info | global f2fs state | 누가 쓰고, 누가 보호하고, 언제 lifetime이 끝나는지 원본 코드에서 확인 |
| segment manager | free/dirty segment 관리 | 누가 쓰고, 누가 보호하고, 언제 lifetime이 끝나는지 원본 코드에서 확인 |
| node manager | nid to block mapping | 누가 쓰고, 누가 보호하고, 언제 lifetime이 끝나는지 원본 코드에서 확인 |
| checkpoint pack | crash recovery anchor | 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.
상태 전이는 단방향처럼 그렸지만, 실패 경로에서는 대부분 역순 rollback이 붙는다.
| 상태 | 의미 | 진입 조건 | 깨지는 지점 |
|---|---|---|---|
| mount checkpoint | latest consistent state 선택 | 앞 단계 함수가 전제 조건을 만들고 error path가 정리된 뒤 | 다음 단계가 이 상태를 너무 일찍 소비하거나 늦게 정리할 때 |
| write data | log area에 append | 앞 단계 함수가 전제 조건을 만들고 error path가 정리된 뒤 | 다음 단계가 이 상태를 너무 일찍 소비하거나 늦게 정리할 때 |
| node update | metadata mapping 갱신 | 앞 단계 함수가 전제 조건을 만들고 error path가 정리된 뒤 | 다음 단계가 이 상태를 너무 일찍 소비하거나 늦게 정리할 때 |
| checkpoint | recovery point 확정 | 앞 단계 함수가 전제 조건을 만들고 error path가 정리된 뒤 | 다음 단계가 이 상태를 너무 일찍 소비하거나 늦게 정리할 때 |
불변조건 / 실패 케이스
f2fs 의 중심 객체가 publish된 뒤에는 마지막 참조가 사라지기 전까지 teardown path가 모든 callback, timer, IRQ, worker와 경합하지 않아야 한다.
상태 필드를 바꾼 뒤 다른 CPU나 하위 계층이 관찰할 수 있다면 lock, barrier, refcount, RCU 중 어느 장치가 visibility를 보장하는지 확인한다.
중간 단계 실패는 성공 단계의 역순으로 되돌아가야 한다. goto label이 많은 코드는 label 이름보다 어느 resource가 이미 획득됐는지를 표로 적는다.
embedded bring-up에서는 panic보다 silence, timeout, deferred probe, interrupt flood처럼 간접 증상으로 드러나는 경우가 많다.
segment cleaning을 단순 free로 봄
checkpoint 전 metadata visibility를 과대평가함
UFS/eMMC FTL 특성과 filesystem policy를 분리하지 못함
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 |
|---|---|---|
| f2fs:* tracepoints | f2fs 의 상태 전이가 어느 지점에서 멈추는지 확인 | 로그가 찍힌 위치를 완료 시점으로 단정하지 말고, 바로 앞뒤 필드 변경을 원본에서 확인 |
| cat /sys/fs/f2fs/* | f2fs 의 상태 전이가 어느 지점에서 멈추는지 확인 | 로그가 찍힌 위치를 완료 시점으로 단정하지 말고, 바로 앞뒤 필드 변경을 원본에서 확인 |
| dump.f2fs | f2fs 의 상태 전이가 어느 지점에서 멈추는지 확인 | 로그가 찍힌 위치를 완료 시점으로 단정하지 말고, 바로 앞뒤 필드 변경을 원본에서 확인 |
| fio with fsync | f2fs 의 상태 전이가 어느 지점에서 멈추는지 확인 | 로그가 찍힌 위치를 완료 시점으로 단정하지 말고, 바로 앞뒤 필드 변경을 원본에서 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_pipe연구 질문
- f2fs 의 state machine을 네 단계로 줄였을 때, 실제 코드에서 빠지는 intermediate state는 무엇인가?
- f2fs 의 fast path가 생략한 검사는 어느 init path 또는 slow path에서 보증되는가?
- 실험으로 확인한다면 'segment cleaning을 단순 free로 봄' 문제를 어떤 tracepoint와 counter로 분리할 수 있는가?
- 실험으로 확인한다면 'checkpoint 전 metadata visibility를 과대평가함' 문제를 어떤 tracepoint와 counter로 분리할 수 있는가?