File System · Linux 6.18.37 LTS · source + diagram note

f2fs

기존 코드 발췌를 읽으실 때

기존 f2fs_write_data_page 발췌가 중괄호에서 시작하므로 함수 경계와 버전별 원문 대조가 필요합니다. 기존 글은 보존했으며, 새 개념 설명에는 버전과 범위를 대조한 원문을 실었습니다.

최신 LTS 기준: kernel.org longterm 6.18.37 기준으로 파일 위치와 링크를 맞춘 원본 코드 분석 노트입니다. flash-friendly layout, segment, node, checkpoint.

전체 흐름

VFS/filesystem 코드는 path name을 dentry/inode/file/page cache operation으로 번역하는 계층이다. 이름 해석의 consistency와 데이터 I/O의 consistency를 분리해서 봐야 한다.

핵심 확인 사항

함수의 입력과 처리 결과를 먼저 확인한다. 구조체를 생성하고 연결하는 시점, 다른 코드에서 사용할 수 있게 하는 시점, 더 이상 사용하지 않아 회수하는 시점을 구분한다.

오류 처리 확인

정상 처리와 오류 처리를 함께 확인한다. 오류 복구, 장치의 실행 중 연결·분리(hotplug), 자원 해제 과정에서도 상태가 올바르게 정리되는지 점검한다.

그림 1. f2fs 이 kernel 안에서 놓이는 위치
pathname / fduser visible handle
→
dentry / mountname cache and namespace
→
inode / filemetadata and open instance
→
address_space / fspage cache, journal, writeback

왼쪽부터 처리 단계를 나열했다. 각 코드 조각에서 바뀌는 상태를 해당 단계와 대조한다.

소스 코드 위치

먼저 확인할 Linux 6.18.37 LTS 소스 파일

원본 코드:
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.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

f2fs_fill_super

원본 코드: fs/f2fs/super.c, 4323행 부근
	}

	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);

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.

f2fs_write_data_page

원본 코드: fs/f2fs/super.c, 1444행 부근
	}

	/*
	 * 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);

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

flash storage 특성에 맞춰 segment, node, checkpoint를 이용해 log-structured write path를 구성한다.

원본 코드를 함수별로 나누어 살펴본다. 각 함수가 준비하는 값과 다음 함수가 그 값을 사용하는 방식을 확인한다.

그림 2. f2fs 함수 체인과 관찰 지점
entrycaller가 넘기는 객체와 context를 확정
→
f2fs_fill_superlatest consistent state 선택
→
f2fs_write_data_pagelog area에 append
→
observable statetracepoint, counter, sysfs/proc에서 확인되는 결과

각 단계의 입력과 처리 결과를 연결해 본다. 다음 단계로 넘어가기 전에 바뀌는 필드를 코드에서 확인한다.

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 입력 범위 검사, 주요 필드 변경, 다른 계층에서 사용할 수 있게 하는 시점, 실패 시 복구 순서를 확인한다. 이 조건을 만족해야 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 입력 범위 검사, 주요 필드 변경, 다른 계층에서 사용할 수 있게 하는 시점, 실패 시 복구 순서를 확인한다. 이 조건을 만족해야 다음 함수가 log area에 append을 전제로 삼을 수 있다.

자주 틀리는 해석: checkpoint 전 metadata visibility를 과대평가함

함수입력상태 변경확인할 사항
f2fs_fill_superf2fs_sb_info, 호출 시 실행 문맥, 하위 시스템의 준비 조건mount checkpoint: latest consistent state 선택segment cleaning을 단순 free로 봄 문제를 코드상 어느 조건문 또는 error label에서 분리하는가
f2fs_write_data_pagesegment manager, 호출 시 실행 문맥, 하위 시스템의 준비 조건write data: log area에 appendcheckpoint 전 metadata visibility를 과대평가함 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.

그림 3. f2fs 핵심 필드 연결
f2fs_sb_infoglobal f2fs state
→
segment managerfree/dirty segment 관리
→
node managernid to block mapping
→
checkpoint packcrash recovery anchor

각 단계에서 읽고 쓰는 필드를 구조체 정의와 대조한다.

어떤 코드가 필드를 변경하고 어떤 방식으로 접근을 보호하는지, 객체를 언제 해제하는지 원본 코드에서 확인한다.

필드읽는 법
f2fs_sb_infoglobal f2fs state
segment managerfree/dirty segment 관리
node managernid to block mapping
checkpoint packcrash recovery anchor

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. f2fs 실행 단계
mount checkpointlatest consistent state 선택
→
write datalog area에 append
→
node updatemetadata mapping 갱신
→
checkpointrecovery point 확정

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

상태의미진입 조건깨지는 지점
mount checkpointlatest consistent state 선택앞 단계의 준비와 오류 처리가 끝난 뒤다음 단계가 준비되지 않은 상태를 사용하거나 필요한 정리를 늦출 때
write datalog area에 append앞 단계의 준비와 오류 처리가 끝난 뒤다음 단계가 준비되지 않은 상태를 사용하거나 필요한 정리를 늦출 때
node updatemetadata mapping 갱신앞 단계의 준비와 오류 처리가 끝난 뒤다음 단계가 준비되지 않은 상태를 사용하거나 필요한 정리를 늦출 때
checkpointrecovery point 확정앞 단계의 준비와 오류 처리가 끝난 뒤다음 단계가 준비되지 않은 상태를 사용하거나 필요한 정리를 늦출 때
f2fs 검토 기준 = 상태 변화 + 소유권 변화 + 외부 공개 시점

불변 조건과 실패 사례

lifetime

f2fs의 핵심 객체가 외부에 공개된 뒤에는 마지막 참조가 사라질 때까지 해제 경로가 callback, timer, IRQ, worker와 경합하지 않아야 한다.

ordering

다른 CPU나 하위 계층이 변경된 필드를 읽는다면 잠금과 메모리 배리어가 접근 순서를 어떻게 보장하는지 확인한다. 참조 횟수와 RCU로 관리하는 객체 수명도 별도로 확인한다.

오류 복구

중간 단계에서 실패하면 이미 확보한 자원을 의존 관계에 맞춰 해제해야 한다. goto 레이블이 많다면 각 분기에 도달했을 때 확보한 자원을 표로 정리한다.

bring-up symptom

임베디드 보드를 처음 구동할 때는 패닉 대신 로그 중단, 시간 초과, 장치 초기화 지연, 과도한 인터럽트 같은 증상으로 문제가 드러날 수 있다.

주의

segment cleaning을 단순 free로 봄

주의

checkpoint 전 metadata visibility를 과대평가함

주의

UFS/eMMC FTL 특성과 filesystem policy를 분리하지 못함

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.

도구보는 것
f2fs:* tracepointsf2fs 실행이 어느 단계에서 멈추는지 확인
cat /sys/fs/f2fs/*f2fs 실행이 어느 단계에서 멈추는지 확인
dump.f2fsf2fs 실행이 어느 단계에서 멈추는지 확인
fio with fsyncf2fs 실행이 어느 단계에서 멈추는지 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

  • 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?